JPH05197498A - 構成可能な冗長アレイ記憶装置 - Google Patents
構成可能な冗長アレイ記憶装置Info
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 基本的冗長構成をそれぞれのユーザに対して
変更できる、またはユーザの要求が変更された時にそれ
に対応して変更できる、柔軟性のある廉価なディスクの
冗長アレイ（ＲＡＩＤ）アーキテクチャ記憶装置を提供
する。また、異なる冗長構成を同時に実施することがで
きる柔軟性のあるＲＡＩＤアーキテクチャ記憶装置を提
供する。 【構成】 冗長アレイ記憶装置は、ＲＡＩＤ１装置、Ｒ
ＡＩＤ３装置、ＲＡＩＤ４装置、またはＲＡＩＤ１装
置、またはこれらの構成の任意の組み合わせとして構成
することができる。冗長アレイ記憶装置は１組の物理的
記憶装置を有し、この物理的記憶装置は１個または複数
個の論理記憶装置として構成される。論理ボリュームが
１個または複数個の論理記憶装置として定められる。冗
長群が１個または複数個の論理ボリュームとして定めら
れる。論理ボリュームは、ホストＣＰＵによって、ボリ
ューム番号と、初期ブロック番号と、転送されるべきブ
ロックの数とによってアドレス指定される。
変更できる、またはユーザの要求が変更された時にそれ
に対応して変更できる、柔軟性のある廉価なディスクの
冗長アレイ（ＲＡＩＤ）アーキテクチャ記憶装置を提供
する。また、異なる冗長構成を同時に実施することがで
きる柔軟性のあるＲＡＩＤアーキテクチャ記憶装置を提
供する。 【構成】 冗長アレイ記憶装置は、ＲＡＩＤ１装置、Ｒ
ＡＩＤ３装置、ＲＡＩＤ４装置、またはＲＡＩＤ１装
置、またはこれらの構成の任意の組み合わせとして構成
することができる。冗長アレイ記憶装置は１組の物理的
記憶装置を有し、この物理的記憶装置は１個または複数
個の論理記憶装置として構成される。論理ボリュームが
１個または複数個の論理記憶装置として定められる。冗
長群が１個または複数個の論理ボリュームとして定めら
れる。論理ボリュームは、ホストＣＰＵによって、ボリ
ューム番号と、初期ブロック番号と、転送されるべきブ
ロックの数とによってアドレス指定される。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はコンピュータ装置のデー
タ記憶装置に関する。さらに詳細にいえば、本発明は、
ＲＡＩＤＩ装置、ＲＡＩＤ３装置、ＲＡＩＤ４装置、ま
たはＲＡＩＤ５装置として構成することができる、また
はこれらの構成の任意の組み合わせとして構成すること
ができる、冗長アレイ記憶装置に関す。
タ記憶装置に関する。さらに詳細にいえば、本発明は、
ＲＡＩＤＩ装置、ＲＡＩＤ３装置、ＲＡＩＤ４装置、ま
たはＲＡＩＤ５装置として構成することができる、また
はこれらの構成の任意の組み合わせとして構成すること
ができる、冗長アレイ記憶装置に関す。
【０００２】
【従来の技術とその問題点】典型的なデータ処理装置
は、全体的に、中央処理装置（ＣＰＵ）に直接にまたは
制御装置およびチャンネルを通して接続された、１個ま
たは複数個の記憶装置を有する。これらの記憶装置の機
能は、ＣＰＵが特定のデータ処理装置タスクを実行する
のに使用するデータとプログラムを記憶することであ
る。
は、全体的に、中央処理装置（ＣＰＵ）に直接にまたは
制御装置およびチャンネルを通して接続された、１個ま
たは複数個の記憶装置を有する。これらの記憶装置の機
能は、ＣＰＵが特定のデータ処理装置タスクを実行する
のに使用するデータとプログラムを記憶することであ
る。
【０００３】最近のデータ処理装置には、いろいろな種
類の記憶装置が用いられる。典型的な装置は、記憶装置
のためのそれぞれの制御装置を通して装置に接続され
た、１個または複数個の大容量テープ装置およびまたは
ディスク装置（磁気的、光学的、または半導体的）を有
することができる。
類の記憶装置が用いられる。典型的な装置は、記憶装置
のためのそれぞれの制御装置を通して装置に接続され
た、１個または複数個の大容量テープ装置およびまたは
ディスク装置（磁気的、光学的、または半導体的）を有
することができる。
【０００４】けれども、もしこの大容量記憶装置の１つ
が、その装置の中に含まれる情報がそのシステムによっ
てもはや利用可能でなくなったならば、問題点が生ず
る。通常は、このような故障はコンピュータ全体を停止
させるであろう。
が、その装置の中に含まれる情報がそのシステムによっ
てもはや利用可能でなくなったならば、問題点が生ず
る。通常は、このような故障はコンピュータ全体を停止
させるであろう。
【０００５】先行技術は、この問題点を解決して信頼性
の高いデータ記憶装置をうるために、いくつかの方法を
提案している。レコードが比較的小さい装置では、記憶
装置の中のデータ・レコードのおのおのに添えられたＥ
ＣＣシンドローム・ビットを生ずる、エラー訂正コード
を利用することが可能である。このようなコードの場
合、誤って読み出されることがあるわずかのデータを訂
正することが可能である。けれども、このようなコード
は、全体的に、誤っている長いレコードを訂正するまた
は再生するには適していなく、全部の記憶装置が故障す
るならば全く直すことができない。したがって、個別の
記憶装置に対し、外部的にデータの信頼性を与える必要
性が存在する。
の高いデータ記憶装置をうるために、いくつかの方法を
提案している。レコードが比較的小さい装置では、記憶
装置の中のデータ・レコードのおのおのに添えられたＥ
ＣＣシンドローム・ビットを生ずる、エラー訂正コード
を利用することが可能である。このようなコードの場
合、誤って読み出されることがあるわずかのデータを訂
正することが可能である。けれども、このようなコード
は、全体的に、誤っている長いレコードを訂正するまた
は再生するには適していなく、全部の記憶装置が故障す
るならば全く直すことができない。したがって、個別の
記憶装置に対し、外部的にデータの信頼性を与える必要
性が存在する。
【０００６】このような「外部」信頼性に対する別の方
式が、先行技術において開示されている。カリフォルニ
ア大学、バークレイの研究者グループによる、パターソ
ンほか名の論文「廉価なディスクの冗長アレイ（ＲＡＩ
Ｄ）に対する１つの場合」（Ｐｒｏｃ．ＡＣＭ ＳＩＧ
ＭＯＤ、１９８８年６月）は、記憶装置としてディスク
駆動機構を用いる時、このような信頼性をうるための多
数の異なる方式を列挙している。ディスク駆動機構のア
レイは、（廉価なディスクの冗長アレイに対する）略語
「ＲＡＩＤ」の下で、５つのアーキテクチャの中の１つ
で特徴づけられる。
式が、先行技術において開示されている。カリフォルニ
ア大学、バークレイの研究者グループによる、パターソ
ンほか名の論文「廉価なディスクの冗長アレイ（ＲＡＩ
Ｄ）に対する１つの場合」（Ｐｒｏｃ．ＡＣＭ ＳＩＧ
ＭＯＤ、１９８８年６月）は、記憶装置としてディスク
駆動機構を用いる時、このような信頼性をうるための多
数の異なる方式を列挙している。ディスク駆動機構のア
レイは、（廉価なディスクの冗長アレイに対する）略語
「ＲＡＩＤ」の下で、５つのアーキテクチャの中の１つ
で特徴づけられる。
【０００７】ＲＡＩＤ１アーキテクチャは、「ミラー」
記憶装置の複製された組を備えること、および記憶装置
の各対の上にすべてのデータの複製コピーを保持するこ
とを必要とする。このような解決法は信頼性の問題点を
解決するが、それは記憶のコストを２倍にする。ＲＡＩ
Ｄ１アーキテクチャを実施した多数の装置が、特にタン
デム・コーポレーション社により、製造されている。
記憶装置の複製された組を備えること、および記憶装置
の各対の上にすべてのデータの複製コピーを保持するこ
とを必要とする。このような解決法は信頼性の問題点を
解決するが、それは記憶のコストを２倍にする。ＲＡＩ
Ｄ１アーキテクチャを実施した多数の装置が、特にタン
デム・コーポレーション社により、製造されている。
【０００８】ＲＡＩＤ２アーキテクチャは、データの各
語の各ビット、プラス各語に対するエラー検出および訂
正（ＥＤＣ）ビットを、分離したディスク駆動機構の上
に格納する。（これはまた「ビット・ストライピング」
として知られている。）例えば、フローラほか名の米国
特許第４，７２２，０８５号は、複数個の比較的小形で
かつ独立に動作するディスク部分装置を用いた、異常に
高い故障許容と非常に高いデータ転送帯域幅とを有する
大形で大容量のディスク駆動機構として機能する、ディ
スク駆動機構メモリを開示している。データ・オルガナ
イザは、エラー検出機能およびエラー訂正機能を得るた
めに、各３２ビット・データ語に（周知のハミング・コ
ードを用いて決定された）７個のＥＤＣビットを加え
る。その結果えられた３９ビット語が、ディスク駆動機
構当たり１ビットずつ、３９個のディスク駆動機構に書
き込まれる。もし３９個のディスク駆動機構の中の１つ
が故障するならば、記憶された３９ビット語のおのおの
の残りの３８ビットは、データ語のおのおのがディスク
駆動機構から読み出される時、語毎の単位で３２ビット
・データ語のおのおのを再構成するのに用いることがで
きる。
語の各ビット、プラス各語に対するエラー検出および訂
正（ＥＤＣ）ビットを、分離したディスク駆動機構の上
に格納する。（これはまた「ビット・ストライピング」
として知られている。）例えば、フローラほか名の米国
特許第４，７２２，０８５号は、複数個の比較的小形で
かつ独立に動作するディスク部分装置を用いた、異常に
高い故障許容と非常に高いデータ転送帯域幅とを有する
大形で大容量のディスク駆動機構として機能する、ディ
スク駆動機構メモリを開示している。データ・オルガナ
イザは、エラー検出機能およびエラー訂正機能を得るた
めに、各３２ビット・データ語に（周知のハミング・コ
ードを用いて決定された）７個のＥＤＣビットを加え
る。その結果えられた３９ビット語が、ディスク駆動機
構当たり１ビットずつ、３９個のディスク駆動機構に書
き込まれる。もし３９個のディスク駆動機構の中の１つ
が故障するならば、記憶された３９ビット語のおのおの
の残りの３８ビットは、データ語のおのおのがディスク
駆動機構から読み出される時、語毎の単位で３２ビット
・データ語のおのおのを再構成するのに用いることがで
きる。
【０００９】このような装置の明白な欠点は、（大てい
の大形コンピュータは３２ビット語を使用するから）最
小の装置に対しても多数のディスク駆動機構を必要とす
ることであり、およびＥＤＣビットを記憶するために比
較的高い駆動機構比（３９の中から７駆動機構）を必要
とすることである。ＲＡＩＤ２ディスク駆動機構メモリ
装置のまた別の制限条件は、個別のディスク作動器（ア
クチュエータ）が各データ・ブロックに書き込むのと同
時に動作することである。これらのビットは、ディスク
の駆動機構のすべてに亘って分布している。この構成は
高いデータ転送帯域幅を有する。それは、個々のディス
クのおのおのがデータのブロックに一部分を転送するか
らであり、その正味の効果は、単一の駆動機構がそのブ
ロックを呼び出す場合よりもはるかに速く、全ブロック
がコンピュータ装置に対し使用可能であるからである。
これは、大きいデータ・ブロックに対して利点である。
けれども、この構成により、全記憶装置に対し、ただ１
つの読み出し／書き込みヘッド作動器が得られる。この
ことは、データ・ファイルが小さい時、駆動アレイのラ
ンダム・アクセス特性に悪い影響を与える。それは、た
だ１つのデータ・ファイルを一度に「単一」作動器によ
って呼び出すことができるからである。したがって、Ｒ
ＡＩＤ２装置は、全体的に、バンキング装置、財務装
置、および予約装置のようなオン・ライン取引処理（Ｏ
ＬＴＰ）のために設計されたコンピュータ装置に対して
適切であるとは考えられない。これらの場合には、多数
個の小さなデータ・ファイルに対する大量のランダムア
クセスは、大量のデータ格納動作と大量のデータ転送動
作を有している。
の大形コンピュータは３２ビット語を使用するから）最
小の装置に対しても多数のディスク駆動機構を必要とす
ることであり、およびＥＤＣビットを記憶するために比
較的高い駆動機構比（３９の中から７駆動機構）を必要
とすることである。ＲＡＩＤ２ディスク駆動機構メモリ
装置のまた別の制限条件は、個別のディスク作動器（ア
クチュエータ）が各データ・ブロックに書き込むのと同
時に動作することである。これらのビットは、ディスク
の駆動機構のすべてに亘って分布している。この構成は
高いデータ転送帯域幅を有する。それは、個々のディス
クのおのおのがデータのブロックに一部分を転送するか
らであり、その正味の効果は、単一の駆動機構がそのブ
ロックを呼び出す場合よりもはるかに速く、全ブロック
がコンピュータ装置に対し使用可能であるからである。
これは、大きいデータ・ブロックに対して利点である。
けれども、この構成により、全記憶装置に対し、ただ１
つの読み出し／書き込みヘッド作動器が得られる。この
ことは、データ・ファイルが小さい時、駆動アレイのラ
ンダム・アクセス特性に悪い影響を与える。それは、た
だ１つのデータ・ファイルを一度に「単一」作動器によ
って呼び出すことができるからである。したがって、Ｒ
ＡＩＤ２装置は、全体的に、バンキング装置、財務装
置、および予約装置のようなオン・ライン取引処理（Ｏ
ＬＴＰ）のために設計されたコンピュータ装置に対して
適切であるとは考えられない。これらの場合には、多数
個の小さなデータ・ファイルに対する大量のランダムア
クセスは、大量のデータ格納動作と大量のデータ転送動
作を有している。
【００１０】ＲＡＩＤ３アーキテクチャは、ディスク駆
動記憶装置のおのおのが故障またはデータ・エラーを検
出するための内部装置を有する、という概念に基づいて
いる。したがって、エラーの位置を検出するための余分
の情報を記憶することは必要ではなく、だから、パリテ
ィに基づくエラー訂正の、より単純な形式を用いること
ができる。この方式では、故障を受けるすべての記憶装
置の内容は、パリティ情報を生ずるために、「排他的Ｏ
Ｒ」（ＸＯＲ）処理を受ける。その結果えられる情報
は、１つの冗長記憶装置の中に記憶される。もし１つの
記憶装置が故障するならば、その装置の中のデータは、
パリティ情報を有する残りの記憶装置からデータをＸＯ
Ｒ処理することにより、代替記憶装置の中に再構成され
ることができる。このような構成は、「Ｎ」記憶装置の
ためにただ１つの付加記憶装置だけが要求されるミラー
形ディスクＲＡＩＤ１アーキテクチャよりも、利点を有
する。ＲＡＩＤ３アーキテクチャのまた別の特徴は、デ
ィスク駆動機構がＲＡＩＤ２装置と同様に結合した方式
で動作することであり、かつ１つのディスク駆動機構が
パリテイ装置として設計されることである。
動記憶装置のおのおのが故障またはデータ・エラーを検
出するための内部装置を有する、という概念に基づいて
いる。したがって、エラーの位置を検出するための余分
の情報を記憶することは必要ではなく、だから、パリテ
ィに基づくエラー訂正の、より単純な形式を用いること
ができる。この方式では、故障を受けるすべての記憶装
置の内容は、パリティ情報を生ずるために、「排他的Ｏ
Ｒ」（ＸＯＲ）処理を受ける。その結果えられる情報
は、１つの冗長記憶装置の中に記憶される。もし１つの
記憶装置が故障するならば、その装置の中のデータは、
パリティ情報を有する残りの記憶装置からデータをＸＯ
Ｒ処理することにより、代替記憶装置の中に再構成され
ることができる。このような構成は、「Ｎ」記憶装置の
ためにただ１つの付加記憶装置だけが要求されるミラー
形ディスクＲＡＩＤ１アーキテクチャよりも、利点を有
する。ＲＡＩＤ３アーキテクチャのまた別の特徴は、デ
ィスク駆動機構がＲＡＩＤ２装置と同様に結合した方式
で動作することであり、かつ１つのディスク駆動機構が
パリテイ装置として設計されることである。
【００１１】ＲＡＩＤ３アーキテクチャの１つの実施例
は、マイクロポリス・コーポレーション・パラレル駆動
アレイ、モデル１８０４ ＳＣＳＩである。この装置
は、４個の並列でかつ同期したディスク駆動機構と、１
つの冗長パリティ駆動機構とを使用する。４個のデータ
・ディスク駆動機構の中の１つの故障は、パリティ・デ
ィスク駆動機構に格納されたパリティ・ビットを用いる
ことによって、修復することができる。ＲＡＩＤ３装置
のまた別の実施例は、オウチ名の米国特許第４，０９
２，７３２号に開示されている。
は、マイクロポリス・コーポレーション・パラレル駆動
アレイ、モデル１８０４ ＳＣＳＩである。この装置
は、４個の並列でかつ同期したディスク駆動機構と、１
つの冗長パリティ駆動機構とを使用する。４個のデータ
・ディスク駆動機構の中の１つの故障は、パリティ・デ
ィスク駆動機構に格納されたパリティ・ビットを用いる
ことによって、修復することができる。ＲＡＩＤ３装置
のまた別の実施例は、オウチ名の米国特許第４，０９
２，７３２号に開示されている。
【００１２】ＲＡＩＤ３ディスク駆動メモリ装置は、Ｒ
ＡＩＤ２装置よりも、データ装置に対する冗長装置の比
がはるかに小さい。けれども、ＲＡＩＤ３装置はＲＡＩ
Ｄ２装置と同じ特性限界を有する。そこでは、個別のデ
ィスク作動器は結合され、そして一緒に動作する。この
ことは、データ・ファイルが小さい時、駆動アレイのラ
ンダム・アクセス特性に不都合な影響を与える。それ
は、一度にただ１個のデータ・ファイルだけを「単一
の」作動器によって呼び出すことができるからである。
したがって、ＲＡＩＤ３装置は、全体的に、ＯＬＴＰ目
的のために設計されたコンピュータ装置に対し適切であ
るとは考えられない。
ＡＩＤ２装置よりも、データ装置に対する冗長装置の比
がはるかに小さい。けれども、ＲＡＩＤ３装置はＲＡＩ
Ｄ２装置と同じ特性限界を有する。そこでは、個別のデ
ィスク作動器は結合され、そして一緒に動作する。この
ことは、データ・ファイルが小さい時、駆動アレイのラ
ンダム・アクセス特性に不都合な影響を与える。それ
は、一度にただ１個のデータ・ファイルだけを「単一
の」作動器によって呼び出すことができるからである。
したがって、ＲＡＩＤ３装置は、全体的に、ＯＬＴＰ目
的のために設計されたコンピュータ装置に対し適切であ
るとは考えられない。
【００１３】ＲＡＩＤ４アーキテクチャはＲＡＩＤ３ア
ーキテクチャと同じパリティ・エラー訂正概念を用いる
が、しかし、小さなファイルのランダム読み出しに関
し、個個のディスク駆動機構の作動器の動作を「非結
合」にすることによって、およびデータの最小量（典型
的には、ディスク・セクタ）を各ディスクに対してより
大きな割合で読み出すおよび書き込むこと（これはま
た、ブロック・ストライピングとして知られている）に
よって、ＲＡＩＤ３装置の特性を改良する。ＲＡＩＤ４
アーキテクチャのさらに別の特徴は、単一記憶装置がパ
リティ装置として設計されることである。
ーキテクチャと同じパリティ・エラー訂正概念を用いる
が、しかし、小さなファイルのランダム読み出しに関
し、個個のディスク駆動機構の作動器の動作を「非結
合」にすることによって、およびデータの最小量（典型
的には、ディスク・セクタ）を各ディスクに対してより
大きな割合で読み出すおよび書き込むこと（これはま
た、ブロック・ストライピングとして知られている）に
よって、ＲＡＩＤ３装置の特性を改良する。ＲＡＩＤ４
アーキテクチャのさらに別の特徴は、単一記憶装置がパ
リティ装置として設計されることである。
【００１４】ＲＡＩＤ４装置の限界は、独立に動作する
データ記憶装置のアレイにデータ・ブロックを書き込む
ことが、パリティ装置に新しいパリティ・ブロックを書
き込むこと必要とすることである。パリティ装置に記憶
されたパリティ情報は読み出されなければならなく、そ
して（古いデータの情報内容を「除去」するために）古
いデータとＸＯＲ処理をしなければならない。それか
ら、その結果得られた和は（新しいパリティ情報を得る
ために）新しいデータとＸＯＲ処理をしなければならな
い。それから、データ・レコードとパリティ・レコード
との両方がディスク駆動機構に書き込まれなければなら
ない。この工程は、通常、「読み出し・変更・書き込
み」シーケンスと呼ばれる。
データ記憶装置のアレイにデータ・ブロックを書き込む
ことが、パリティ装置に新しいパリティ・ブロックを書
き込むこと必要とすることである。パリティ装置に記憶
されたパリティ情報は読み出されなければならなく、そ
して（古いデータの情報内容を「除去」するために）古
いデータとＸＯＲ処理をしなければならない。それか
ら、その結果得られた和は（新しいパリティ情報を得る
ために）新しいデータとＸＯＲ処理をしなければならな
い。それから、データ・レコードとパリティ・レコード
との両方がディスク駆動機構に書き込まれなければなら
ない。この工程は、通常、「読み出し・変更・書き込
み」シーケンスと呼ばれる。
【００１５】したがって、パリティ装置のパリティ・レ
コードによって受け持たれる任意のデータ記憶装置のレ
コードが変更される度に、単一パリティ装置の上で読み
出しおよび書き込みが起こる。パリティ装置はデータ書
き込み動作に対する隘路になる。それは、多数個のデー
タ記憶装置の並列動作によって得られる高速呼び出し速
度とは異なって、単位時間当たりに実行できるレコード
に対する変更の数はパリティ装置の呼び出し速度の関数
であるからである。この制限のために、ＲＡＩＤ４装置
は、全体的に、ＯＬＴＰ目的のために設計されたコンピ
ュータ装置に対し適切であるとは考えられない。実際、
ＲＡＩＤ４装置は、実用目的では、製造されていないよ
うに思われる。
コードによって受け持たれる任意のデータ記憶装置のレ
コードが変更される度に、単一パリティ装置の上で読み
出しおよび書き込みが起こる。パリティ装置はデータ書
き込み動作に対する隘路になる。それは、多数個のデー
タ記憶装置の並列動作によって得られる高速呼び出し速
度とは異なって、単位時間当たりに実行できるレコード
に対する変更の数はパリティ装置の呼び出し速度の関数
であるからである。この制限のために、ＲＡＩＤ４装置
は、全体的に、ＯＬＴＰ目的のために設計されたコンピ
ュータ装置に対し適切であるとは考えられない。実際、
ＲＡＩＤ４装置は、実用目的では、製造されていないよ
うに思われる。
【００１６】ＲＡＩＤ５アーキテクチャは、ＲＡＩＤ４
アーキテクチャと同じパリティ・エラー訂正概念および
独立な作動器を用いるが、しかし、データおよびパリテ
ィ情報を利用可能なすべてのディスク駆動機構に亘って
配分することによって、ＲＡＩＤ４装置の書き込み特性
を改良する。典型的には、１つの組の中の「Ｎ＋１」個
の記憶装置（「冗長群」としてまた知られている）は、
ブロックと呼ばれる複数個の同じ大きさのアドレス領域
に分割される。記憶装置のおのおのは、全体的に、同じ
数のブロックを有する。同じ装置アドレス領域を有する
冗長群の中の各記憶装置からのブロックは、「縞」と呼
ばれる。縞のおのおのはデータのＮ個のブロックと、１
個の記憶装置の上の１個のパリティ・ブロックとを有す
る。パリティ・ブロックは縞の残りの部分に対するパリ
ティを有する。さらに、縞のおのおのは１個のパリティ
・ブロックを有する。パリティ・ブロックは、異なる記
憶装置に分布する。したがって、冗長群の中のデータの
変更毎に付随するパリティ更新活動は、異なる記憶装置
に亘って分布される。単一の装置がすべてのパリティ更
新活動の負担を負わされることはない。
アーキテクチャと同じパリティ・エラー訂正概念および
独立な作動器を用いるが、しかし、データおよびパリテ
ィ情報を利用可能なすべてのディスク駆動機構に亘って
配分することによって、ＲＡＩＤ４装置の書き込み特性
を改良する。典型的には、１つの組の中の「Ｎ＋１」個
の記憶装置（「冗長群」としてまた知られている）は、
ブロックと呼ばれる複数個の同じ大きさのアドレス領域
に分割される。記憶装置のおのおのは、全体的に、同じ
数のブロックを有する。同じ装置アドレス領域を有する
冗長群の中の各記憶装置からのブロックは、「縞」と呼
ばれる。縞のおのおのはデータのＮ個のブロックと、１
個の記憶装置の上の１個のパリティ・ブロックとを有す
る。パリティ・ブロックは縞の残りの部分に対するパリ
ティを有する。さらに、縞のおのおのは１個のパリティ
・ブロックを有する。パリティ・ブロックは、異なる記
憶装置に分布する。したがって、冗長群の中のデータの
変更毎に付随するパリティ更新活動は、異なる記憶装置
に亘って分布される。単一の装置がすべてのパリティ更
新活動の負担を負わされることはない。
【００１７】例えば、５個のディスク駆動機構を有する
ＲＡＩＤ５装置において、第１縞のブロックに対するパ
リティ情報は第２駆動機構に書き込むことができ、第２
縞のブロックに対するパリティ情報は第４駆動機構に書
き込むことができ、第３縞のブロックに対するパリティ
情報は第３駆動機構に書き込むことができる、などであ
る。続いて起こる縞に対するパリティ・ブロックは、螺
旋状パターンに（他のパターンも可能であるけれども）
ディスク駆動機構のまわりを前進する。
ＲＡＩＤ５装置において、第１縞のブロックに対するパ
リティ情報は第２駆動機構に書き込むことができ、第２
縞のブロックに対するパリティ情報は第４駆動機構に書
き込むことができ、第３縞のブロックに対するパリティ
情報は第３駆動機構に書き込むことができる、などであ
る。続いて起こる縞に対するパリティ・ブロックは、螺
旋状パターンに（他のパターンも可能であるけれども）
ディスク駆動機構のまわりを前進する。
【００１８】したがって、パリティ情報を記憶するため
にディスク駆動機構を用いることはなく、そしてＲＡＩ
Ｄ４アーキテクチャの隘路はなくなる。ＲＡＩＤ５装置
の１つの実施例は、クラークほか名の米国特許第４，７
６１，７６５号に開示されている。
にディスク駆動機構を用いることはなく、そしてＲＡＩ
Ｄ４アーキテクチャの隘路はなくなる。ＲＡＩＤ５装置
の１つの実施例は、クラークほか名の米国特許第４，７
６１，７６５号に開示されている。
【００１９】ＲＡＩＤ４装置におけるように、ＲＡＩＤ
５装置の限界は、データ・ブロックの中の変更が２個の
読み出し動作と２個の書き込み動作とを有する、読み出
し・変更・書き込みシーケンスを必要とすることであ
る。古いパリティ・ブロックと古いデータ・ブロックは
読み出され、そしてＸＯＲ処理されなければならなく、
そしてそれから、その結果得られた和は新しいデータと
ＸＯＲ処理されなければならない。それから、データ・
ブロックとパリティ・ブロックとの両方が、ディスク駆
動機構に書き込まれなければならない。２個の書き込み
動作の場合と同様に、２個の読み出し動作は並列に実行
できるが、ＲＡＩＤ４装置またはＲＡＩＤ５装置の中の
データのブロックの変更は、従来のディスクについての
同じ動作よりなお大幅に長くかかる。従来のディスクは
予備的読み出し動作を必要としない。したがって、書き
込み動作を実行するために、ディスク駆動機構が以前の
位置に回転して戻るのを待たなければならない。この回
転時間だけで、典型的なデータ変更動作のために必要な
時間の約５０％になることがある。さらに、２個のディ
スク記憶装置がそれぞれのデータ変更動作の期間内に関
与し、そしてそれは全体として装置の処理量を限定す
る。書き込み特性の犠牲にも拘らず、ＲＡＩＤ５形装置
はますます広く用いられてきている。それは、この装置
により、冗長特性、良好な読み出し特性、および良好な
書き込み特性に対し、低い総コストでデータの高信頼性
が得られるからである。
５装置の限界は、データ・ブロックの中の変更が２個の
読み出し動作と２個の書き込み動作とを有する、読み出
し・変更・書き込みシーケンスを必要とすることであ
る。古いパリティ・ブロックと古いデータ・ブロックは
読み出され、そしてＸＯＲ処理されなければならなく、
そしてそれから、その結果得られた和は新しいデータと
ＸＯＲ処理されなければならない。それから、データ・
ブロックとパリティ・ブロックとの両方が、ディスク駆
動機構に書き込まれなければならない。２個の書き込み
動作の場合と同様に、２個の読み出し動作は並列に実行
できるが、ＲＡＩＤ４装置またはＲＡＩＤ５装置の中の
データのブロックの変更は、従来のディスクについての
同じ動作よりなお大幅に長くかかる。従来のディスクは
予備的読み出し動作を必要としない。したがって、書き
込み動作を実行するために、ディスク駆動機構が以前の
位置に回転して戻るのを待たなければならない。この回
転時間だけで、典型的なデータ変更動作のために必要な
時間の約５０％になることがある。さらに、２個のディ
スク記憶装置がそれぞれのデータ変更動作の期間内に関
与し、そしてそれは全体として装置の処理量を限定す
る。書き込み特性の犠牲にも拘らず、ＲＡＩＤ５形装置
はますます広く用いられてきている。それは、この装置
により、冗長特性、良好な読み出し特性、および良好な
書き込み特性に対し、低い総コストでデータの高信頼性
が得られるからである。
【００２０】現在まで、異なるＲＡＩＤ装置が設計され
たが、このような装置はやや柔軟性に欠け、そこでは１
種類の冗長構成だけがそれぞれの設計で実施された。し
たがって、例えば、冗長アレイ記憶装置の設計は、全体
的に、ＲＡＩＤ３装置だけまたはＲＡＩＤ５装置だけに
限られている。冗長アレイ記憶装置の原理的利用は利点
を有することが分かった時、設計のこのような硬直さは
問題点を提出しないであろう。けれども、記憶装置の利
用は時と共に変わることがある。実際、同じ時に、ユー
ザは異なる種類のＲＡＩＤ装置にたいする必要性を持つ
ことがあるが、これらの要請に適合した多数個の記憶装
置を取得するための資源を有しないことがあった。重要
なこととして、異なるユーザは異なる要求を有すること
である。このような異なる要請に適応するために、異な
るＲＡＩＤ構成を有する冗長アレイ記憶装置を設計する
ことはコストがかかる。
たが、このような装置はやや柔軟性に欠け、そこでは１
種類の冗長構成だけがそれぞれの設計で実施された。し
たがって、例えば、冗長アレイ記憶装置の設計は、全体
的に、ＲＡＩＤ３装置だけまたはＲＡＩＤ５装置だけに
限られている。冗長アレイ記憶装置の原理的利用は利点
を有することが分かった時、設計のこのような硬直さは
問題点を提出しないであろう。けれども、記憶装置の利
用は時と共に変わることがある。実際、同じ時に、ユー
ザは異なる種類のＲＡＩＤ装置にたいする必要性を持つ
ことがあるが、これらの要請に適合した多数個の記憶装
置を取得するための資源を有しないことがあった。重要
なこととして、異なるユーザは異なる要求を有すること
である。このような異なる要請に適応するために、異な
るＲＡＩＤ構成を有する冗長アレイ記憶装置を設計する
ことはコストがかかる。
【００２１】したがって、基本的冗長構成をそれぞれの
ユーザに対して変更することができる、またはユーザの
要求が変わった時変更することができる、柔軟性のある
ＲＡＩＤアーキテクチャ記憶装置を提供することが強く
要請される。また、異なる種類の冗長構成を同時に実施
することができる。柔軟性のあるＲＡＩＤアーキテクチ
ャ記憶装置を提供することが望ましい。本発明により、
このような装置が得られる。
ユーザに対して変更することができる、またはユーザの
要求が変わった時変更することができる、柔軟性のある
ＲＡＩＤアーキテクチャ記憶装置を提供することが強く
要請される。また、異なる種類の冗長構成を同時に実施
することができる。柔軟性のあるＲＡＩＤアーキテクチ
ャ記憶装置を提供することが望ましい。本発明により、
このような装置が得られる。
【００２２】
【問題点を解決するための方法】本発明のＲＡＩＤアー
キテクチャは極めて大きな融通性を有している。そし
て、本発明により、冗長アレイ記憶装置は、ＲＡＩＤ１
記憶装置，ＲＡＩＤ３記憶装置，ＲＡＩＤ４記憶装置，
またはＲＡＩＤ５記憶装置として、またはこれらの構成
の任意の組み合わせとして、構成することができる。本
発明は、冗長アレイ記憶装置をアドレス指定するための
構成データ構造を有し、および初期設定工程中に冗長ア
レイ記憶装置を構成する方法を有する。
キテクチャは極めて大きな融通性を有している。そし
て、本発明により、冗長アレイ記憶装置は、ＲＡＩＤ１
記憶装置，ＲＡＩＤ３記憶装置，ＲＡＩＤ４記憶装置，
またはＲＡＩＤ５記憶装置として、またはこれらの構成
の任意の組み合わせとして、構成することができる。本
発明は、冗長アレイ記憶装置をアドレス指定するための
構成データ構造を有し、および初期設定工程中に冗長ア
レイ記憶装置を構成する方法を有する。
【００２３】冗長アレイ記憶装置は、１組の物理的記憶
装置を有する。この物理的記憶装置は、ブロック番号
（１個のブロックは１個または複数個のセクタを有す
る。）によってアクセスすることができる。初期設定工
程の一部分として、物理的記憶装置のおのおのは、１個
または複数個の論理記憶装置として構成される。論理記
憶装置のおのおのは、チャンネル番号と、記憶装置番号
と、開始ブロック番号と、およびオフセット数（転送が
実行される時、転送されるべきブロックの数がまた指定
される）とによって、アドレスが指定される。
装置を有する。この物理的記憶装置は、ブロック番号
（１個のブロックは１個または複数個のセクタを有す
る。）によってアクセスすることができる。初期設定工
程の一部分として、物理的記憶装置のおのおのは、１個
または複数個の論理記憶装置として構成される。論理記
憶装置のおのおのは、チャンネル番号と、記憶装置番号
と、開始ブロック番号と、およびオフセット数（転送が
実行される時、転送されるべきブロックの数がまた指定
される）とによって、アドレスが指定される。
【００２４】一旦、論理記憶装置が定められると、論理
ボリュームが１個または複数個の論理記憶装置として定
められる。論理ボリュームのおのおのは深さ特性を有す
る。
ボリュームが１個または複数個の論理記憶装置として定
められる。論理ボリュームのおのおのは深さ特性を有す
る。
【００２５】論理ボリュームが定められた後、冗長群が
１個または複数個の論理ボリュームとして定められる。
本発明において、冗長群のおのおのに対して、冗長レベ
ルが指定される。冗長レベルは、０、１（例えば、ＸＯ
Ｒパリティ、またはリード・ソロモン・コードのような
エラー訂正コード）、または２（例えば、ＸＯＲパリテ
ィ・プラス・リード・ソロモン・エラー訂正コード）で
あることができる。
１個または複数個の論理ボリュームとして定められる。
本発明において、冗長群のおのおのに対して、冗長レベ
ルが指定される。冗長レベルは、０、１（例えば、ＸＯ
Ｒパリティ、またはリード・ソロモン・コードのような
エラー訂正コード）、または２（例えば、ＸＯＲパリテ
ィ・プラス・リード・ソロモン・エラー訂正コード）で
あることができる。
【００２６】または、冗長群は１個または複数個の論理
記憶装置として定められ、そして論理ボリュームは多数
個の冗長群として定められる。
記憶装置として定められ、そして論理ボリュームは多数
個の冗長群として定められる。
【００２７】論理ボリュームは、ホストＣＰＵによっ
て、ボリューム番号と、初期ブロック番号と、転送され
るべきブロックの数とによって、アドレス指定される。
ホストＣＰＵはまた、読み出し動作または書き込み動作
を指定する。それから、指定されたボリューム番号と、
初期ブロック番号と、転送されるべきブロックの数と
が、対応するチャンネル番号と、記憶装置番号と、開始
ブロック番号と、および転送されるべきブロックの数と
に翻訳される。
て、ボリューム番号と、初期ブロック番号と、転送され
るべきブロックの数とによって、アドレス指定される。
ホストＣＰＵはまた、読み出し動作または書き込み動作
を指定する。それから、指定されたボリューム番号と、
初期ブロック番号と、転送されるべきブロックの数と
が、対応するチャンネル番号と、記憶装置番号と、開始
ブロック番号と、および転送されるべきブロックの数と
に翻訳される。
【００２８】本発明により、論理ボリュームが、物理的
記憶装置に渡ること（「垂直区分」）と、このような物
理的記憶装置の一部分のみを有すること（「水平区
分」）と、および定めることが可能な深さ特性および冗
長特性を有することができる。
記憶装置に渡ること（「垂直区分」）と、このような物
理的記憶装置の一部分のみを有すること（「水平区
分」）と、および定めることが可能な深さ特性および冗
長特性を有することができる。
【００２９】本発明の好ましい実施例の細部は、添付図
面と下記の詳細な説明に示される。本発明の細部を一旦
理解すれば、本発明の範囲内において、多くの変更のな
しうることは当業者にはすぐに分かるであろう。
面と下記の詳細な説明に示される。本発明の細部を一旦
理解すれば、本発明の範囲内において、多くの変更のな
しうることは当業者にはすぐに分かるであろう。
【００３０】
【実施例】添付図面において、同等な部品には同じ参照
番号および同じ名称が付されている。
番号および同じ名称が付されている。
【００３１】本明細書において、説明される好ましい実
施例は単なる例示のためであって、本発明の方法がそれ
らに限定されることを意味するものではない。
施例は単なる例示のためであって、本発明の方法がそれ
らに限定されることを意味するものではない。
【００３２】本発明は、１個または多数個の物理的記憶
装置の群と、この物理的記憶装置がＣＰＵによってどの
ように呼び出されるかを決定するために物理的記憶装置
上に「配置」された１組の論理装置とを有する。
装置の群と、この物理的記憶装置がＣＰＵによってどの
ように呼び出されるかを決定するために物理的記憶装置
上に「配置」された１組の論理装置とを有する。
【００３３】磁気ディスク駆動機構または光ディスク駆
動機構のような典型的な物理的記憶装置は、各表面のお
のおの当たり少なくとも１個の読み出し／書き込み変換
器ヘッドを備えた１個または多数個の回転するディスク
を有する。１個のディスク記憶装置は、例えば、ディス
ク表面当たり５００トラックないし２０００トラックを
有することができる。これらのトラックのおのおのは、
通常は寸法が５１２バイトである番号付きセクタに分割
される。これらのセクタは、記憶装置によって呼び出す
ことができる記憶領域の最小単位である。（セクタの中
のデータ・ビットは個別に変更できるが、また、全セク
タを読み出し、そして選定されたビットを変更し、そし
て全セクタを元に戻して書き込むことによって変更する
ことができる。）ディスク記憶装置はトラック当たり８
個ないし５０個のセクタを有することができる。トラッ
クの群は、同じディスク記憶装置の上で、トラック当た
りのセクタの数がトラック毎に異なることが可能であ
る。（内側の比較的小さなトラックはトラック当たりの
セクタの数が少なく、一方、外側の比較的大きなトラッ
クはトラック当たりのセクタの数が多いことが可能であ
る。）
動機構のような典型的な物理的記憶装置は、各表面のお
のおの当たり少なくとも１個の読み出し／書き込み変換
器ヘッドを備えた１個または多数個の回転するディスク
を有する。１個のディスク記憶装置は、例えば、ディス
ク表面当たり５００トラックないし２０００トラックを
有することができる。これらのトラックのおのおのは、
通常は寸法が５１２バイトである番号付きセクタに分割
される。これらのセクタは、記憶装置によって呼び出す
ことができる記憶領域の最小単位である。（セクタの中
のデータ・ビットは個別に変更できるが、また、全セク
タを読み出し、そして選定されたビットを変更し、そし
て全セクタを元に戻して書き込むことによって変更する
ことができる。）ディスク記憶装置はトラック当たり８
個ないし５０個のセクタを有することができる。トラッ
クの群は、同じディスク記憶装置の上で、トラック当た
りのセクタの数がトラック毎に異なることが可能であ
る。（内側の比較的小さなトラックはトラック当たりの
セクタの数が少なく、一方、外側の比較的大きなトラッ
クはトラック当たりのセクタの数が多いことが可能であ
る。）
【００３４】１つのセクタの呼ひ出しは、最終的に、回
転するディスクの組に沿っての軸方向の移動と、ディス
クの上での半径方向の移動と、ディスクまわりでの円周
方向の移動とによって、セクタの識別を行うことが必要
である。このような識別のために、通常、２つの方式が
用いられる。第１の方式は、表面番号またはヘッド番号
（軸方向変位）と、トラック番号（半径方向変位）と、
セクタ番号（円周方向変位）とによって、セクタを識別
する。第２の方式は、すべてのディスクの上の同じ半径
を有するトラックの全部を「シリンダ」として処理す
る。したがって、トラックは、１つの表面の上にあるよ
りは、１つのシリンダの上にある。この方式では、セク
タは、シリンダ番号（半径方向変位）と、トラック番号
（軸方向変位）と、セクタ番号（円周方向変位）とによ
って識別される。本発明は、いずれの方式の物理的識別
を用いても実施することができる。
転するディスクの組に沿っての軸方向の移動と、ディス
クの上での半径方向の移動と、ディスクまわりでの円周
方向の移動とによって、セクタの識別を行うことが必要
である。このような識別のために、通常、２つの方式が
用いられる。第１の方式は、表面番号またはヘッド番号
（軸方向変位）と、トラック番号（半径方向変位）と、
セクタ番号（円周方向変位）とによって、セクタを識別
する。第２の方式は、すべてのディスクの上の同じ半径
を有するトラックの全部を「シリンダ」として処理す
る。したがって、トラックは、１つの表面の上にあるよ
りは、１つのシリンダの上にある。この方式では、セク
タは、シリンダ番号（半径方向変位）と、トラック番号
（軸方向変位）と、セクタ番号（円周方向変位）とによ
って識別される。本発明は、いずれの方式の物理的識別
を用いても実施することができる。
【００３５】より高レベルの記憶制御装置に対し（ＣＰ
Ｕでも）、すべての関与するセクタを追跡することによ
って、記憶装置の上のデータの位置のトラックを保持す
ることができる。このことは、通常、パーソナル・コン
ピュータに用いられるよく知られているＳＴ−５０６イ
ンタフェース・スタンダードに従う磁気ディスク駆動機
構で実行される。このように呼び出される記憶装置は、
セクタ呼び出し可能として知られている。
Ｕでも）、すべての関与するセクタを追跡することによ
って、記憶装置の上のデータの位置のトラックを保持す
ることができる。このことは、通常、パーソナル・コン
ピュータに用いられるよく知られているＳＴ−５０６イ
ンタフェース・スタンダードに従う磁気ディスク駆動機
構で実行される。このように呼び出される記憶装置は、
セクタ呼び出し可能として知られている。
【００３６】けれども、高レベル記憶制御装置に対する
最近のコンピュータ装置において、前記のアドレス指定
方式のいずれかによって、セクタ・アドレスのトラック
を保持することは不便である。したがって、本発明の好
ましい実施例では、記憶装置のセクタをより追跡可能な
方式に配置する、また別の方式の記憶装置アドレス指定
が用いられる。
最近のコンピュータ装置において、前記のアドレス指定
方式のいずれかによって、セクタ・アドレスのトラック
を保持することは不便である。したがって、本発明の好
ましい実施例では、記憶装置のセクタをより追跡可能な
方式に配置する、また別の方式の記憶装置アドレス指定
が用いられる。
【００３７】この配置は、当業者にはよく知られている
ように、１個または複数個のセクタをブロックとして処
理することにより、および各記憶装置をブロック番号で
アドレス指定することにより、達成される。本発明の装
置の好ましい実施例に用いられる記憶装置の上の１つの
ブロックは、５１２バイトから４０９６バイトまで変わ
ることができるが、それは任意の大きさであることがで
きる。（ただし、実施を容易にするために、通常、ブロ
ックの大きさは２バイトの倍数に限定される。）用いら
れる記憶装置は指定されたブロックの大きさを支援しな
ければならない。さらに、このような記憶装置は、ブロ
ックを構成するのに欠陥セクタを用いないように、これ
らの欠陥セクタに注意を払う。（ある記憶装置はまた、
外部装置に対し１組の隣接して番号付けされたブロック
を常に提供するために、動作中に欠陥ブロックを動的に
「配置から除外する」ことができる。）その時、各記憶
装置は、より高レベルの制御装置によって、１組の隣接
して番号付けされたブロックを有する「完全な」物理的
装置であると考えられる。
ように、１個または複数個のセクタをブロックとして処
理することにより、および各記憶装置をブロック番号で
アドレス指定することにより、達成される。本発明の装
置の好ましい実施例に用いられる記憶装置の上の１つの
ブロックは、５１２バイトから４０９６バイトまで変わ
ることができるが、それは任意の大きさであることがで
きる。（ただし、実施を容易にするために、通常、ブロ
ックの大きさは２バイトの倍数に限定される。）用いら
れる記憶装置は指定されたブロックの大きさを支援しな
ければならない。さらに、このような記憶装置は、ブロ
ックを構成するのに欠陥セクタを用いないように、これ
らの欠陥セクタに注意を払う。（ある記憶装置はまた、
外部装置に対し１組の隣接して番号付けされたブロック
を常に提供するために、動作中に欠陥ブロックを動的に
「配置から除外する」ことができる。）その時、各記憶
装置は、より高レベルの制御装置によって、１組の隣接
して番号付けされたブロックを有する「完全な」物理的
装置であると考えられる。
【００３８】例えば、小型コンピュータ装置インタフェ
ース（「ＳＣＳＩ」）を有する記憶装置の場合、各記憶
装置はブロックの隣接した組であると考えられる。この
ような装置に対する呼び出し要求は、呼び出されるべき
ブロックの番号を単に指定する。または、呼び出し要求
は、開始ブロックの番号と、後に続く論理的に隣接する
呼び出されるべきブロックの番号とを指定する。その
後、この装置に対するＳＣＳＩ制御装置は、各ブロック
番号を、シリンダ、トラック、およびセクタ番号の形
式、またはヘッド、トラック、およびセクタ番号形式の
いずれかに変換させる。けれども、この変換は要求元の
装置に対し明白である。
ース（「ＳＣＳＩ」）を有する記憶装置の場合、各記憶
装置はブロックの隣接した組であると考えられる。この
ような装置に対する呼び出し要求は、呼び出されるべき
ブロックの番号を単に指定する。または、呼び出し要求
は、開始ブロックの番号と、後に続く論理的に隣接する
呼び出されるべきブロックの番号とを指定する。その
後、この装置に対するＳＣＳＩ制御装置は、各ブロック
番号を、シリンダ、トラック、およびセクタ番号の形
式、またはヘッド、トラック、およびセクタ番号形式の
いずれかに変換させる。けれども、この変換は要求元の
装置に対し明白である。
【００３９】本発明の概念は、セクタ呼び出し可能記憶
装置に適用できることは明らかである。けれども、本発
明の好ましい実施例は、ブロック呼び出し可能記憶装置
を利用する。それで、本発明により、複数個のこのよう
な装置を配置して、基本的ディスク・アレイ・アーキテ
クチャを定める第１論理構造体がえられる。
装置に適用できることは明らかである。けれども、本発
明の好ましい実施例は、ブロック呼び出し可能記憶装置
を利用する。それで、本発明により、複数個のこのよう
な装置を配置して、基本的ディスク・アレイ・アーキテ
クチャを定める第１論理構造体がえられる。
【００４０】図１は、本発明による一般化されたＲＡＩ
Ｄの図面である。少なくとも１つのアレイ制御装置３に
バス２によって接続された、ＣＰＵ１が示されている。
アレイ制御装置３は、Ｉ／Ｏチャンネル４（例えば、Ｓ
ＯＳＩバス）によって、複数個の記憶装置Ｓ１−Ｓ６
（６個は単に例示のためのものである）のおのおのに接
続される。Ｉ／Ｏチャンネル４のおのおのは、図１の点
線で示されているように、複数個の記憶装置を支援する
ことができる。いくつかの物理的構造体では、第２アレ
イ制御装置３′（図示されていない）を、付加された冗
長性のために、アレイ制御装置３と並列に、Ｉ／Ｏチャ
ンネル４に接続することができる。アレイ制御装置３は
分離したプログラム可能、マルチタスク処理装置（例え
ば、サニベール、カリフオルニアのＭＩＰＳ社製のＭＩ
ＰＳ Ｒ３０００ ＲＩＳＣ処理装置）を有することが
好ましい。この処理装置は、記憶装置を制御するため
に、ＣＰＵＩと独立に動作することができる。
Ｄの図面である。少なくとも１つのアレイ制御装置３に
バス２によって接続された、ＣＰＵ１が示されている。
アレイ制御装置３は、Ｉ／Ｏチャンネル４（例えば、Ｓ
ＯＳＩバス）によって、複数個の記憶装置Ｓ１−Ｓ６
（６個は単に例示のためのものである）のおのおのに接
続される。Ｉ／Ｏチャンネル４のおのおのは、図１の点
線で示されているように、複数個の記憶装置を支援する
ことができる。いくつかの物理的構造体では、第２アレ
イ制御装置３′（図示されていない）を、付加された冗
長性のために、アレイ制御装置３と並列に、Ｉ／Ｏチャ
ンネル４に接続することができる。アレイ制御装置３は
分離したプログラム可能、マルチタスク処理装置（例え
ば、サニベール、カリフオルニアのＭＩＰＳ社製のＭＩ
ＰＳ Ｒ３０００ ＲＩＳＣ処理装置）を有することが
好ましい。この処理装置は、記憶装置を制御するため
に、ＣＰＵＩと独立に動作することができる。
【００４１】図２Ａは、複数個の記憶装置Ｓ０−Ｓ１１
（１２個は単に例示のためのものである）を示してい
る。これらの記憶装置のおのおのは（例えば）８個の論
理ブロックＬ０−Ｌ７を有する。アレイ構造体の中の個
別のブロックを呼び出すことを可能にするために、本発
明は、データが物理的記憶装置の上のどこにあるかを明
細に述べたデータ構造体を設定することによって、アレ
イの上に第１レベルの論理構造を与える。制御装置３の
中でまたはＣＰＵ１の中で実行される初期設定工程の一
部分として、前記アレイの物理的記憶装置のおのおの
は、１個または複数個の論理記憶装置として配列され
る。データ構造体は各論理記憶装置を下記の項目で定め
る。
（１２個は単に例示のためのものである）を示してい
る。これらの記憶装置のおのおのは（例えば）８個の論
理ブロックＬ０−Ｌ７を有する。アレイ構造体の中の個
別のブロックを呼び出すことを可能にするために、本発
明は、データが物理的記憶装置の上のどこにあるかを明
細に述べたデータ構造体を設定することによって、アレ
イの上に第１レベルの論理構造を与える。制御装置３の
中でまたはＣＰＵ１の中で実行される初期設定工程の一
部分として、前記アレイの物理的記憶装置のおのおの
は、１個または複数個の論理記憶装置として配列され
る。データ構造体は各論理記憶装置を下記の項目で定め
る。
【００４２】（１） チャンネル番号。 図２Ａの実施
例では、チャンネルは、物理的記憶装置を制御装置３に
接続するバス（例えば、ＳＣＳＩバス）である。チャン
ネルは１２個の記憶装置Ｓ０−Ｓ１１に対応し、そして
０−１１と番号付けされる。 （２） 記憶装置番号。 チャンネルに沿っての各物理
的記憶装置おのおのは、例示された実施例では、２で始
まり７で終わる位置によって番号付けされる。したがっ
て、各チャンネルは、６個の記憶装置（２個の制御装置
３，３′はＳＣＳＩバス上で利用可能な８個のアドレス
の中の２個を使用するから）までを取り扱うことができ
る。けれども、この最大番号は、Ｉ／Ｏチャンネルに対
するＳＣＳＩスタンダードを用いることと、２個のアレ
イ制御装置３，３′を用いることとに基づいている。他
のＩ／Ｏチャンネル・アーキテクチャを用いる時、他の
構成制限が適用される。 （３） 開始ブロック番号。 これは、各論理記憶装置
に対する記憶装置の上の開始ブロック番号である。通
常、物理的記憶装置は番号０のブロックを開始する。け
れども、各物理的記憶装置は多数個の論理記憶装置を有
することができるから、各論理記憶装置に対し開始ブロ
ック番号を設定することにより、論理記憶装置に対する
アドレス空間が重ならないことが確実にされる。 （４） ブロックの数。 これは、それぞれの論理記憶
装置の中のブロックの総数である。これらのブロック
は、開始ブロック番号に始まってブロックの総数まで順
次に続く番号が付される。
例では、チャンネルは、物理的記憶装置を制御装置３に
接続するバス（例えば、ＳＣＳＩバス）である。チャン
ネルは１２個の記憶装置Ｓ０−Ｓ１１に対応し、そして
０−１１と番号付けされる。 （２） 記憶装置番号。 チャンネルに沿っての各物理
的記憶装置おのおのは、例示された実施例では、２で始
まり７で終わる位置によって番号付けされる。したがっ
て、各チャンネルは、６個の記憶装置（２個の制御装置
３，３′はＳＣＳＩバス上で利用可能な８個のアドレス
の中の２個を使用するから）までを取り扱うことができ
る。けれども、この最大番号は、Ｉ／Ｏチャンネルに対
するＳＣＳＩスタンダードを用いることと、２個のアレ
イ制御装置３，３′を用いることとに基づいている。他
のＩ／Ｏチャンネル・アーキテクチャを用いる時、他の
構成制限が適用される。 （３） 開始ブロック番号。 これは、各論理記憶装置
に対する記憶装置の上の開始ブロック番号である。通
常、物理的記憶装置は番号０のブロックを開始する。け
れども、各物理的記憶装置は多数個の論理記憶装置を有
することができるから、各論理記憶装置に対し開始ブロ
ック番号を設定することにより、論理記憶装置に対する
アドレス空間が重ならないことが確実にされる。 （４） ブロックの数。 これは、それぞれの論理記憶
装置の中のブロックの総数である。これらのブロック
は、開始ブロック番号に始まってブロックの総数まで順
次に続く番号が付される。
【００４３】さらに、ＣＰＵ１は、記憶装置を呼び出す
ために、制御装置３，３′のいずれかを選定することが
でき、したがって、制御装置番号はまた処理工程中に指
定される。図２Ａの実施例では、主アレイ制御装置３は
番号０であり、そして任意選択の冗長アレイ制御装置
３′は、もしそれが設置されるならば、番号１である。
もし記憶装置がただ１つのアレイ制御装置だけを有する
ように設計されるならば、番号は不必要である。好まし
い実施例では、制御装置番号は、ＣＰＵ１によって、動
的に選定される。
ために、制御装置３，３′のいずれかを選定することが
でき、したがって、制御装置番号はまた処理工程中に指
定される。図２Ａの実施例では、主アレイ制御装置３は
番号０であり、そして任意選択の冗長アレイ制御装置
３′は、もしそれが設置されるならば、番号１である。
もし記憶装置がただ１つのアレイ制御装置だけを有する
ように設計されるならば、番号は不必要である。好まし
い実施例では、制御装置番号は、ＣＰＵ１によって、動
的に選定される。
【００４４】このアドレス指定階層の場合、論理記憶装
置は物理的記憶装置にわたることはできない。けれど
も、１個の物理的記憶装置は少なくとも１個の論理記憶
装置を有し、そして複数個の論理記憶装置を有すること
ができる。このデータ構造を用いて、論理記憶装置の中
での１つのブロックは、開始ブロック番号からのそのオ
フセットだけを知ることによって、その位置を定めるこ
とができる。
置は物理的記憶装置にわたることはできない。けれど
も、１個の物理的記憶装置は少なくとも１個の論理記憶
装置を有し、そして複数個の論理記憶装置を有すること
ができる。このデータ構造を用いて、論理記憶装置の中
での１つのブロックは、開始ブロック番号からのそのオ
フセットだけを知ることによって、その位置を定めるこ
とができる。
【００４５】１つの実施例として、図２Ｂは、２４個の
論理記憶装置として定められた図２Ａの１２個の物理的
記憶装置を示す。物理的記憶装置Ｓ０−Ｓ１１のおのお
のは、２個の論理記憶装置として定めらる。各物理的記
憶装置の中の第１論理記憶装置はブロックＬ０−Ｌ３を
有し、一方、第２論理記憶装置はブロックＬ４−Ｌ７を
有する。
論理記憶装置として定められた図２Ａの１２個の物理的
記憶装置を示す。物理的記憶装置Ｓ０−Ｓ１１のおのお
のは、２個の論理記憶装置として定めらる。各物理的記
憶装置の中の第１論理記憶装置はブロックＬ０−Ｌ３を
有し、一方、第２論理記憶装置はブロックＬ４−Ｌ７を
有する。
【００４６】また別の実施例として、２０，０００個の
ブロックを有する１つの物理的記憶装置は、おのおのが
１０，０００個のブロックを有する２個の論理記憶装置
として構成することができ、または、おのおのが５，０
００個のブロックを有する４個の論理記憶装置として構
成することができ、または、１０，０００個のブロック
を有する１個の論理記憶装置および５，０００個のブロ
ックを有する２個の論理記憶装置として構成することが
できる。けれども、２０，０００個のブロックを有する
２個の物理的記憶装置のおのおのは、４０，０００個の
ブロックを有する１個の物理的記憶装置として構成する
ことはできない。
ブロックを有する１つの物理的記憶装置は、おのおのが
１０，０００個のブロックを有する２個の論理記憶装置
として構成することができ、または、おのおのが５，０
００個のブロックを有する４個の論理記憶装置として構
成することができ、または、１０，０００個のブロック
を有する１個の論理記憶装置および５，０００個のブロ
ックを有する２個の論理記憶装置として構成することが
できる。けれども、２０，０００個のブロックを有する
２個の物理的記憶装置のおのおのは、４０，０００個の
ブロックを有する１個の物理的記憶装置として構成する
ことはできない。
【００４７】第１レベルの論理アドレス指定だけを用い
ることにより、制御装置３は図１に示されたアレイの中
の任意の記憶装置の中の任意のブロックを呼び出すこと
ができる。けれども、アドレス指定の形式だけでは、記
憶装置を本発明の柔軟性のある構成ＲＡＩＤアーキテク
チャに組織化することはできない。第２レベルの論理ア
ドレス指定が必要である。第２論理レベルにより、論理
記憶装置の中の論理ブロックの隣接するスパンを有する
論理ボリュームとしてアレイをアドレス指定する、ＣＰ
Ｕ１が得られる。第１論理レベルのアドレス指定は制御
装置３によって完全に処理され、そしてＣＰＵ１に対し
て完全に簡明である。
ることにより、制御装置３は図１に示されたアレイの中
の任意の記憶装置の中の任意のブロックを呼び出すこと
ができる。けれども、アドレス指定の形式だけでは、記
憶装置を本発明の柔軟性のある構成ＲＡＩＤアーキテク
チャに組織化することはできない。第２レベルの論理ア
ドレス指定が必要である。第２論理レベルにより、論理
記憶装置の中の論理ブロックの隣接するスパンを有する
論理ボリュームとしてアレイをアドレス指定する、ＣＰ
Ｕ１が得られる。第１論理レベルのアドレス指定は制御
装置３によって完全に処理され、そしてＣＰＵ１に対し
て完全に簡明である。
【００４８】第２レベルの論理アドレス指定では、論理
ボリュームは１個または複数個の論理記憶装置として定
められる。論理ボリュームの中の論理記憶装置の数は、
この論理ボリュームによって用いられるべき縞の幅を定
める。データ・ブロックは、論理ボリュームの中で第１
論理記憶装置から出発して、論理ボリュームを横断して
常に縞に作られる。１つの論理ボリュームの中のすべて
の論理記憶装置は、同じブロック寸法と同じブロック容
量とを有するように定められる。
ボリュームは１個または複数個の論理記憶装置として定
められる。論理ボリュームの中の論理記憶装置の数は、
この論理ボリュームによって用いられるべき縞の幅を定
める。データ・ブロックは、論理ボリュームの中で第１
論理記憶装置から出発して、論理ボリュームを横断して
常に縞に作られる。１つの論理ボリュームの中のすべて
の論理記憶装置は、同じブロック寸法と同じブロック容
量とを有するように定められる。
【００４９】図２Ｃにおいて、図２Ａの１２個の物理的
記憶装置は、おのおのが６個の論理記憶装置の２個の論
理ボリュームにグループ分けされた１２個の論理記憶装
置として定められる。（前記範囲内に入る任意の他の構
成をまた選定することができる。）これらの実施例にお
ける両方の論理ボリュームの縞の幅は６である。
記憶装置は、おのおのが６個の論理記憶装置の２個の論
理ボリュームにグループ分けされた１２個の論理記憶装
置として定められる。（前記範囲内に入る任意の他の構
成をまた選定することができる。）これらの実施例にお
ける両方の論理ボリュームの縞の幅は６である。
【００５０】１つの論理ボリュームに対する縞の順序は
付随する「深さ」を有する。この深さは、この論理ボリ
ュームの中の次の論理記憶装置にデータ・ブロックを書
き込む前に、いかに多くのデータ・ブロックが１つの論
理記憶装置に連続して書き込まれるかを定める。例え
ば、図２Ｃにおいて、論理ボリューム＃０の中に６個の
論理記憶装置Ｓ０−Ｓ５があり、そしてこの論理ボリュ
ームは１ブロックの深さを有する。ＣＰＵ１からのアド
レス指定要求に関して、論理ボリューム＃０の論理的な
ブロック番号付けは、論理記憶装置Ｓ０のブロックＬ０
である第１論理ブロック０で開始する。第２論理ブロッ
ク１は論理記憶装置Ｓ１のブロックＬ０であり、などで
ある。論理ボリューム＃１は同じ論理構造を有して定め
られるように示されているが、下記で詳細に示されるよ
うに、これは必ずしも必要ではない。
付随する「深さ」を有する。この深さは、この論理ボリ
ュームの中の次の論理記憶装置にデータ・ブロックを書
き込む前に、いかに多くのデータ・ブロックが１つの論
理記憶装置に連続して書き込まれるかを定める。例え
ば、図２Ｃにおいて、論理ボリューム＃０の中に６個の
論理記憶装置Ｓ０−Ｓ５があり、そしてこの論理ボリュ
ームは１ブロックの深さを有する。ＣＰＵ１からのアド
レス指定要求に関して、論理ボリューム＃０の論理的な
ブロック番号付けは、論理記憶装置Ｓ０のブロックＬ０
である第１論理ブロック０で開始する。第２論理ブロッ
ク１は論理記憶装置Ｓ１のブロックＬ０であり、などで
ある。論理ボリューム＃１は同じ論理構造を有して定め
られるように示されているが、下記で詳細に示されるよ
うに、これは必ずしも必要ではない。
【００５１】図２Ｄは、論理ボリューム＃０であるが４
ブロックの深さを有するまた別の構成の実施例である。
最初の４個の番号付き論理ブロックは論理記憶装置Ｓ０
の上の引き続くブロックであり、次の４個の番号付き論
理ブロックは論理記憶装置Ｓ１の上の引き続くブロック
であり、などである。オン・ライン取引処理（ＯＬＴ
Ｐ）ＲＡＩＤ４モードまたはＲＡＩＤ５モードで動作し
ている時、ＣＰＵオペレーティング・システムのページ
寸法（もし適切ならば）に整合する深さを使用すること
に関し、重要な利点がえられる。例えば、もしＣＰＵ１
からの要求が４ブロック境界の上に常にあるならば、そ
して４個のブロックの倍数で作成されるならば、（各論
理記憶装置に対し利用可能であるものを有するのに十分
な要求があると仮定して）分離した要求を処理する論理
ボリューム＃０の６個の論理記憶装置のすべてを有する
ことが可能である。
ブロックの深さを有するまた別の構成の実施例である。
最初の４個の番号付き論理ブロックは論理記憶装置Ｓ０
の上の引き続くブロックであり、次の４個の番号付き論
理ブロックは論理記憶装置Ｓ１の上の引き続くブロック
であり、などである。オン・ライン取引処理（ＯＬＴ
Ｐ）ＲＡＩＤ４モードまたはＲＡＩＤ５モードで動作し
ている時、ＣＰＵオペレーティング・システムのページ
寸法（もし適切ならば）に整合する深さを使用すること
に関し、重要な利点がえられる。例えば、もしＣＰＵ１
からの要求が４ブロック境界の上に常にあるならば、そ
して４個のブロックの倍数で作成されるならば、（各論
理記憶装置に対し利用可能であるものを有するのに十分
な要求があると仮定して）分離した要求を処理する論理
ボリューム＃０の６個の論理記憶装置のすべてを有する
ことが可能である。
【００５２】これとは異なって、図２Ｃに示された論理
ボリューム＃０の構成において、４ブロック要求が行わ
れた時、４個の論理記憶装置が関与するであろう。一
方、図２Ｃの構成はＲＡＩＤ３形類似が可能であり、４
個のブロックに対するランダム・アクセスのためのヘッ
ド・シーク時間および呼び出し時間は、図２Ｄの構成に
おける４個のブロックのデータの転送に必要な時間より
も遥かに重要であるであろう。（４個のブロックを転送
するための時間は１個のブロックを転送するための時間
よりもわずかに大きいだけである。）
ボリューム＃０の構成において、４ブロック要求が行わ
れた時、４個の論理記憶装置が関与するであろう。一
方、図２Ｃの構成はＲＡＩＤ３形類似が可能であり、４
個のブロックに対するランダム・アクセスのためのヘッ
ド・シーク時間および呼び出し時間は、図２Ｄの構成に
おける４個のブロックのデータの転送に必要な時間より
も遥かに重要であるであろう。（４個のブロックを転送
するための時間は１個のブロックを転送するための時間
よりもわずかに大きいだけである。）
【００５３】第２レベルの論理アドレス指定は、ＣＰＵ
１が記憶アレイと通信するのに用いるフレームワークを
構成する。ＣＰＵ１からの入力／出力の要求は、論理ボ
リュームと、最初の論理ブロック番号と、ブロックの数
とを指定することによって行われる。この情報を用い
て、制御装置３は指示された論理体積に対しデータ構造
を呼び出し、そしてどの論理記憶装置が要求されたデー
タ・ブロックを有しているかが決定される。このこと
は、最初の諭理ブロック番号と、この論理ボリュームを
有する論理記憶装置（ブロックの数パラメータから）の
寸法とを比較することによって、達成される。
１が記憶アレイと通信するのに用いるフレームワークを
構成する。ＣＰＵ１からの入力／出力の要求は、論理ボ
リュームと、最初の論理ブロック番号と、ブロックの数
とを指定することによって行われる。この情報を用い
て、制御装置３は指示された論理体積に対しデータ構造
を呼び出し、そしてどの論理記憶装置が要求されたデー
タ・ブロックを有しているかが決定される。このこと
は、最初の諭理ブロック番号と、この論理ボリュームを
有する論理記憶装置（ブロックの数パラメータから）の
寸法とを比較することによって、達成される。
【００５４】したがって、もし寸法がおのおの２０，０
００ブロックの６個の論理記憶装置を１つの論理ボリュ
ームが有するならば、そして要求された最初の論理ブロ
ック番号がブロック６３，０００に対するものであるな
らば、そのブロックは４番目の論理記憶装置の上のオフ
セット番号３，０００ブロックの位置にあるであろう。
正しい論理記憶装置とオフセット番号とが決定された
後、この要求がそれぞれのチャンネル番号、記憶装置番
号、および開始ブロック番号に位置づけられる。さら
に、この要求は開始ブロック番号からのオフセットと、
転送されるべきブロックの数とを有する。この実施例で
は、要求された最初の論理ブロック番号は、４番目の論
理記憶装置の位置づけ配置された開始ブロック番号から
３，０００ブロックのオフセット番号の位置にある。こ
のような位置づけ配置は周知の方式で実行される。
００ブロックの６個の論理記憶装置を１つの論理ボリュ
ームが有するならば、そして要求された最初の論理ブロ
ック番号がブロック６３，０００に対するものであるな
らば、そのブロックは４番目の論理記憶装置の上のオフ
セット番号３，０００ブロックの位置にあるであろう。
正しい論理記憶装置とオフセット番号とが決定された
後、この要求がそれぞれのチャンネル番号、記憶装置番
号、および開始ブロック番号に位置づけられる。さら
に、この要求は開始ブロック番号からのオフセットと、
転送されるべきブロックの数とを有する。この実施例で
は、要求された最初の論理ブロック番号は、４番目の論
理記憶装置の位置づけ配置された開始ブロック番号から
３，０００ブロックのオフセット番号の位置にある。こ
のような位置づけ配置は周知の方式で実行される。
【００５５】本発明では、適用をなんら変更することな
く、論理ボリュームの寸法を変更することができる。け
れども、データは１つの論理ポリュームを有する論理記
憶装置に亘って記憶されるから、（例えば、物理的記憶
装置を付加するまたは削除することによって）それを変
更した後、論理ボリュームを「リフォーマット」するこ
とが必要である。物理的記憶装置を付加することは、コ
ストが増大することを除けば、もとの物理的記憶装置が
「より大きな」記憶装置の一部分としての使用が継続す
るのであるから、より小さな物理的記憶装置とより大き
な記憶装置とを再び組み立てることと同様である。
く、論理ボリュームの寸法を変更することができる。け
れども、データは１つの論理ポリュームを有する論理記
憶装置に亘って記憶されるから、（例えば、物理的記憶
装置を付加するまたは削除することによって）それを変
更した後、論理ボリュームを「リフォーマット」するこ
とが必要である。物理的記憶装置を付加することは、コ
ストが増大することを除けば、もとの物理的記憶装置が
「より大きな」記憶装置の一部分としての使用が継続す
るのであるから、より小さな物理的記憶装置とより大き
な記憶装置とを再び組み立てることと同様である。
【００５６】本発明により、異なる論理ボリュームが異
なる深さを有することが可能である。例えば、図２Ｄに
おいて、図２Ａの１２個の物理的記憶装置は、おのおの
が６個の論理記憶装置を有する２個の論理ボリュームに
グループ分けされた、１２個の論理記憶装置として定め
られる。論理記憶装置Ｓ０−Ｓ５は論理ボリューム＃０
を有し、そしてそのボリュームは４ブロックの深さを有
し、および論理記憶装置Ｓ６−Ｓ１１は論理ボリューム
＃１を有し、そしてそのボリュームは１ブロックの深さ
を有する。
なる深さを有することが可能である。例えば、図２Ｄに
おいて、図２Ａの１２個の物理的記憶装置は、おのおの
が６個の論理記憶装置を有する２個の論理ボリュームに
グループ分けされた、１２個の論理記憶装置として定め
られる。論理記憶装置Ｓ０−Ｓ５は論理ボリューム＃０
を有し、そしてそのボリュームは４ブロックの深さを有
し、および論理記憶装置Ｓ６−Ｓ１１は論理ボリューム
＃１を有し、そしてそのボリュームは１ブロックの深さ
を有する。
【００５７】アレイの特性は、論理ボリュームが構成さ
れる方法によって決定される。高入力／出力帯域幅に対
し、並列転送を最適化するために、多数個の制御装置に
渡って論理記憶装置を分散することがよい。ＯＬＴＰモ
ード（すなわち、ＲＡＩＤ４またはＲＡＩＤ５）に対
し、１つの論理ボリュームの中の論理記憶装置の数が大
きくなればなる程、取り扱うことができる同時処理の数
が（ＣＰＵ１がその処理容量に到達する点まで）大きく
なる。ＯＬＴＰモードの特性の観点から、異なる物理的
記憶装置に対する多数個のチャンネルに渡っての縞作成
（おのおのは独立なＩ／Ｏバス４で呼び出し可能であ
る）は、付加された物理的記憶装置に１つのチャンネル
を縞分割する（ここで、異なる物理的記憶装置に対する
Ｉ／Ｏ要求は同じＩ／Ｏバス４を共有しなければならな
い）よりは全体的によい。
れる方法によって決定される。高入力／出力帯域幅に対
し、並列転送を最適化するために、多数個の制御装置に
渡って論理記憶装置を分散することがよい。ＯＬＴＰモ
ード（すなわち、ＲＡＩＤ４またはＲＡＩＤ５）に対
し、１つの論理ボリュームの中の論理記憶装置の数が大
きくなればなる程、取り扱うことができる同時処理の数
が（ＣＰＵ１がその処理容量に到達する点まで）大きく
なる。ＯＬＴＰモードの特性の観点から、異なる物理的
記憶装置に対する多数個のチャンネルに渡っての縞作成
（おのおのは独立なＩ／Ｏバス４で呼び出し可能であ
る）は、付加された物理的記憶装置に１つのチャンネル
を縞分割する（ここで、異なる物理的記憶装置に対する
Ｉ／Ｏ要求は同じＩ／Ｏバス４を共有しなければならな
い）よりは全体的によい。
【００５８】一旦、論理ボリュームが定められると、１
個または多数個の論理ボリュームを有する冗長群が定め
られる。（または、冗長群は１個または多数個の論理記
憶装置として定められ、そして論理ボリュームは冗長群
の１つのメンバとして定められる。いずれの特性分類で
も同じ基本データ構造がえられる。）１つの論理ボリュ
ームは（もしそれがいづれかの冗長群の中に含まれるな
らば）１つの冗長群の中に完全に含まれなければならな
い。本発明の好ましい実施例では、２レベルまでの冗長
性が支援される。冗長性レベルのおのおのにより、１つ
の論理記憶装置が、ユーザ・データをなんら損失するこ
となく、１つの冗長群の中に入ることができる。したが
って、１つのレベルの冗長性（Ｐ冗長性と呼ばれる）に
より、データを損失することなく、冗長群当り１つの論
理記憶装置を入れることができ、一方、２レベルの冗長
性（第２レベルはＱ冗長性と呼ばれる）により、データ
を損失することなく、冗長群当り２つの論理記憶装置を
入れることができる。
個または多数個の論理ボリュームを有する冗長群が定め
られる。（または、冗長群は１個または多数個の論理記
憶装置として定められ、そして論理ボリュームは冗長群
の１つのメンバとして定められる。いずれの特性分類で
も同じ基本データ構造がえられる。）１つの論理ボリュ
ームは（もしそれがいづれかの冗長群の中に含まれるな
らば）１つの冗長群の中に完全に含まれなければならな
い。本発明の好ましい実施例では、２レベルまでの冗長
性が支援される。冗長性レベルのおのおのにより、１つ
の論理記憶装置が、ユーザ・データをなんら損失するこ
となく、１つの冗長群の中に入ることができる。したが
って、１つのレベルの冗長性（Ｐ冗長性と呼ばれる）に
より、データを損失することなく、冗長群当り１つの論
理記憶装置を入れることができ、一方、２レベルの冗長
性（第２レベルはＱ冗長性と呼ばれる）により、データ
を損失することなく、冗長群当り２つの論理記憶装置を
入れることができる。
【００５９】冗長群の中のブロックのおのおのの行は、
冗長行と呼ばれる。冗長ブロックは各冗長行の中のブロ
ックに対して生じ、そしてそれぞれの冗長行の中に記憶
される。したがって、各行は、冗長ブロックのために、
データ記憶容量の中から１個または２個のブロック（Ｐ
冗長性のために１個、およびＱ冗長性のために１個）を
失うであろう。けれども、ＣＰＵ１は論理ブロックの見
かけ上隣接するスパンを有する論理ボリュームだけを
「見る」から、この損失は（冗長群の中の論理記憶装置
の全容量における損失を除いて、および帯域幅における
損失を除いて）ＣＰＵ１に対して簡明である。
冗長行と呼ばれる。冗長ブロックは各冗長行の中のブロ
ックに対して生じ、そしてそれぞれの冗長行の中に記憶
される。したがって、各行は、冗長ブロックのために、
データ記憶容量の中から１個または２個のブロック（Ｐ
冗長性のために１個、およびＱ冗長性のために１個）を
失うであろう。けれども、ＣＰＵ１は論理ブロックの見
かけ上隣接するスパンを有する論理ボリュームだけを
「見る」から、この損失は（冗長群の中の論理記憶装置
の全容量における損失を除いて、および帯域幅における
損失を除いて）ＣＰＵ１に対して簡明である。
【００６０】好ましい実施例では、Ｐ冗長ブロックは、
よく知られた方式で、冗長行の中のすべてのデータ・ブ
ロックに排他的ＯＲを行うことによって計算される。好
ましい実施例では、Ｑ冗長ブロックは、よく知られた方
式で、冗長行の中のすべてのデータ・ブロックにリード
・ソロモン符号化法を適用することによって計算され
る。けれども、好ましいＸＯＲ法およびリード・ソロモ
ン法の代わりに、他の冗長法を適用することができる。
Ｐ冗長性およびＱ冗長性、および故障の後のユーザ・デ
ータの再生法は、１９８８年１１月１４日に出願され、
本発明と共に譲渡された、名称「アレイ状ディスク駆動
装置および駆動方法」の米国特許出願番号第２７０，７
１３号に、詳細に開示されている。
よく知られた方式で、冗長行の中のすべてのデータ・ブ
ロックに排他的ＯＲを行うことによって計算される。好
ましい実施例では、Ｑ冗長ブロックは、よく知られた方
式で、冗長行の中のすべてのデータ・ブロックにリード
・ソロモン符号化法を適用することによって計算され
る。けれども、好ましいＸＯＲ法およびリード・ソロモ
ン法の代わりに、他の冗長法を適用することができる。
Ｐ冗長性およびＱ冗長性、および故障の後のユーザ・デ
ータの再生法は、１９８８年１１月１４日に出願され、
本発明と共に譲渡された、名称「アレイ状ディスク駆動
装置および駆動方法」の米国特許出願番号第２７０，７
１３号に、詳細に開示されている。
【００６１】冗長群は、ブロック毎を単位として、計算
される。したがって、異なる深さを有するが同じ冗長群
の中に含まれる、多数個の論理ボリュームを有すること
が可能である。したがって、例えば、１２物理的記憶装
置アレイの６個の論理記憶装置は、４ブロックの深さを
有し、ＲＡＩＤ３状高帯域幅アーキテクチャを有する
（しかし、冗長群に渡って共有されたパリティを有す
る）論理ボリュームとして定めることができ、一方、残
りの６個の論理記憶装置は、１ブロックの深さを有し、
ＲＡＩＤ５状ＯＬＴＰアーキテクチャを有する論理ボリ
ュームとして設定することができる。（例えば、図２Ｄ
を見よ。）論理ボリューム＃０に対する書き込み動作
は、パリティ・ブロックが冗長群の中に（すなわち、論
理ボリューム＃０の中に、または論理ボリューム＃１の
中に）ある時にはいつでも、付随するバリティ・ブロッ
クを更新することを要求する。同様に、論理ボリューム
＃１に対する書き込み動作は、パリティ・ブロックが冗
長群の中にある時にはいつでも、対応するパリティ・ブ
ロックに対し更新を要求する。これら２個の論理ボリュ
ームの間のボリューム深さの差は、なんら問題点を生じ
ない。それは、パリティ・ブロックがブロック毎を単位
として更新されるからであり、およびすべてのボリュー
ム深さがブロック寸法の倍数であるからである。
される。したがって、異なる深さを有するが同じ冗長群
の中に含まれる、多数個の論理ボリュームを有すること
が可能である。したがって、例えば、１２物理的記憶装
置アレイの６個の論理記憶装置は、４ブロックの深さを
有し、ＲＡＩＤ３状高帯域幅アーキテクチャを有する
（しかし、冗長群に渡って共有されたパリティを有す
る）論理ボリュームとして定めることができ、一方、残
りの６個の論理記憶装置は、１ブロックの深さを有し、
ＲＡＩＤ５状ＯＬＴＰアーキテクチャを有する論理ボリ
ュームとして設定することができる。（例えば、図２Ｄ
を見よ。）論理ボリューム＃０に対する書き込み動作
は、パリティ・ブロックが冗長群の中に（すなわち、論
理ボリューム＃０の中に、または論理ボリューム＃１の
中に）ある時にはいつでも、付随するバリティ・ブロッ
クを更新することを要求する。同様に、論理ボリューム
＃１に対する書き込み動作は、パリティ・ブロックが冗
長群の中にある時にはいつでも、対応するパリティ・ブ
ロックに対し更新を要求する。これら２個の論理ボリュ
ームの間のボリューム深さの差は、なんら問題点を生じ
ない。それは、パリティ・ブロックがブロック毎を単位
として更新されるからであり、およびすべてのボリュー
ム深さがブロック寸法の倍数であるからである。
【００６２】冗長ブロックは冗長群の中に均等に分布し
ている。したがって、それらの位置は、ＣＰＵ１によっ
て要求されたデータ・ブロックの位置に相対的に、計算
することができる。冗長ブロックを分散することはま
た、ＯＬＴＰモードにある時、冗長ブロックを含む論理
記憶装置の上の「順序づけ」からアレイを防止する。
（すなわち、分散した冗長性によりＲＡＩＤ５アーキテ
クチャが得られ、一方、非分散冗長性によりＲＡＩＤ３
アーキテクチャまたはＲＡＩＤ４アーキテクチャが得ら
れる。）
ている。したがって、それらの位置は、ＣＰＵ１によっ
て要求されたデータ・ブロックの位置に相対的に、計算
することができる。冗長ブロックを分散することはま
た、ＯＬＴＰモードにある時、冗長ブロックを含む論理
記憶装置の上の「順序づけ」からアレイを防止する。
（すなわち、分散した冗長性によりＲＡＩＤ５アーキテ
クチャが得られ、一方、非分散冗長性によりＲＡＩＤ３
アーキテクチャまたはＲＡＩＤ４アーキテクチャが得ら
れる。）
【００６３】図２Ｅは、ＲＡＩＤ装置の図面であり、１
ブロックの深さと１レベルの冗長性を有する、典型的な
論理構成を示す。冗長ブロックは「Ｐ」によって示され
ている。図２Ｆは、モデルＲＡＩＤ装置の図面であり、
１ブロックの深さと２レベルの冗長性を有する、典型的
な論理構成を示す。冗長ブロックは「Ｐ」および「Ｑ」
によって示されている。１個のアレイの中に構成された
冗長群のおのおのは異なる冗長レベルを有することがで
き、したがって、ＣＰＵ１は、信頼性の要求に適合する
ために、各冗長群に対し冗長のレベルを変更することが
できる。冗長群を変更する（論理ボリュームを付加する
または削除する、または冗長レベルを変更する）ことは
「リフォーマット」操作を必要とする。（これは動的に
行うことができる、すなわち、正規の呼び出し動作を停
止することなく行うことができる。）
ブロックの深さと１レベルの冗長性を有する、典型的な
論理構成を示す。冗長ブロックは「Ｐ」によって示され
ている。図２Ｆは、モデルＲＡＩＤ装置の図面であり、
１ブロックの深さと２レベルの冗長性を有する、典型的
な論理構成を示す。冗長ブロックは「Ｐ」および「Ｑ」
によって示されている。１個のアレイの中に構成された
冗長群のおのおのは異なる冗長レベルを有することがで
き、したがって、ＣＰＵ１は、信頼性の要求に適合する
ために、各冗長群に対し冗長のレベルを変更することが
できる。冗長群を変更する（論理ボリュームを付加する
または削除する、または冗長レベルを変更する）ことは
「リフォーマット」操作を必要とする。（これは動的に
行うことができる、すなわち、正規の呼び出し動作を停
止することなく行うことができる。）
【００６４】図２Ｅおよび図２Ｆに示された冗長ブロッ
クの分布の特定のパターンは単に例示されたものであっ
て、本発明の範囲内において、分布の他のパターンも可
能である。
クの分布の特定のパターンは単に例示されたものであっ
て、本発明の範囲内において、分布の他のパターンも可
能である。
【００６５】論理ボリュームの深さが１より大きい時で
も、Ｐ冗長ブロックおよびＱ冗長ブロックの生成は、同
じ行の中のブロックに基づいている。冗長のレベル
（０，１，または２）を選定する時、必要な信頼性のレ
ベルを加重することが必要である。また、どの位多くの
記憶空間を提供すべきかを決定することが必要である。
冗長群の中にある論理記憶装置の数が大きくなればなる
程、ますます冗長ブロックに失われる全容量の大きさは
小さくなる。しかし、冗長群の寸法が大きくなればなる
程、ますます記憶装置の故障の可能性は高くなり、した
がって、冗長群の信頼性はますます低くなる。記憶装置
故障によるデータを訂正する時、全冗長行を再び読み出
すことが必要であり、したがって、冗長群が大きくなれ
ばなる程、ますます記憶装置故障を有する冗長群に対す
る１／Ｏ要求への応答は遅くなる。冗長群が大きくなれ
ばなる程、ますます良く全体の特性がＯＬＴＰモードに
あることができる。それは単に、関与する変換器へツド
がますます多くなるからであり、およびデータ・ブロッ
クに対する冗長ブロックの比がますます低くなるからで
ある。
も、Ｐ冗長ブロックおよびＱ冗長ブロックの生成は、同
じ行の中のブロックに基づいている。冗長のレベル
（０，１，または２）を選定する時、必要な信頼性のレ
ベルを加重することが必要である。また、どの位多くの
記憶空間を提供すべきかを決定することが必要である。
冗長群の中にある論理記憶装置の数が大きくなればなる
程、ますます冗長ブロックに失われる全容量の大きさは
小さくなる。しかし、冗長群の寸法が大きくなればなる
程、ますます記憶装置の故障の可能性は高くなり、した
がって、冗長群の信頼性はますます低くなる。記憶装置
故障によるデータを訂正する時、全冗長行を再び読み出
すことが必要であり、したがって、冗長群が大きくなれ
ばなる程、ますます記憶装置故障を有する冗長群に対す
る１／Ｏ要求への応答は遅くなる。冗長群が大きくなれ
ばなる程、ますます良く全体の特性がＯＬＴＰモードに
あることができる。それは単に、関与する変換器へツド
がますます多くなるからであり、およびデータ・ブロッ
クに対する冗長ブロックの比がますます低くなるからで
ある。
【００６６】図３Ａは、図２Ｃに示されたアレイのため
のデータ構造の図であって、２個の論理ボリューム（＃
０および＃１）を有するとして定められた１個の冗長群
（＃０）を有する。図３Ｂは同じアレイに対するデータ
構造の図であるが、それぞれ、論理ボリューム＃０およ
び論理ボリューム＃１を有するとして定められた２個の
冗長群（＃０および＃１）を有する。このデータ構造の
場合、ＣＰＵ１からの１／Ｏ要求は、論理ボリューム
と、初期論理ブロック番号と、およびブロックの数とを
使って述べられる。この情報を用いて、制御装置３は指
示された論理ボリュームに対するデータ構造を呼び出
し、そしてどの論理記憶装置が要求されたデータ・ブロ
ックを有しているかを決定する。前記のように、このこ
とは、初期論理ブロック番号と、論理ボリュームを有す
る論理記憶装置の（ブロックの数パラメータからの）寸
法とを比較することによって達成される。正しい論理記
憶装置と正しいオフセット数とを決定した後、この要求
がそれぞれのチャンネル番号と、記憶装置番号と、開始
ブロック番号とに配置される。この要求はさらに、開始
ブロック番号からのオフセットと、転送されるべきブロ
ックの数とを有する。これらのパラメータにより、要求
されたデータ・ブロックを呼び出すために、物理的記憶
装置のアドレス指定が可能になる。
のデータ構造の図であって、２個の論理ボリューム（＃
０および＃１）を有するとして定められた１個の冗長群
（＃０）を有する。図３Ｂは同じアレイに対するデータ
構造の図であるが、それぞれ、論理ボリューム＃０およ
び論理ボリューム＃１を有するとして定められた２個の
冗長群（＃０および＃１）を有する。このデータ構造の
場合、ＣＰＵ１からの１／Ｏ要求は、論理ボリューム
と、初期論理ブロック番号と、およびブロックの数とを
使って述べられる。この情報を用いて、制御装置３は指
示された論理ボリュームに対するデータ構造を呼び出
し、そしてどの論理記憶装置が要求されたデータ・ブロ
ックを有しているかを決定する。前記のように、このこ
とは、初期論理ブロック番号と、論理ボリュームを有す
る論理記憶装置の（ブロックの数パラメータからの）寸
法とを比較することによって達成される。正しい論理記
憶装置と正しいオフセット数とを決定した後、この要求
がそれぞれのチャンネル番号と、記憶装置番号と、開始
ブロック番号とに配置される。この要求はさらに、開始
ブロック番号からのオフセットと、転送されるべきブロ
ックの数とを有する。これらのパラメータにより、要求
されたデータ・ブロックを呼び出すために、物理的記憶
装置のアドレス指定が可能になる。
【００６７】
【発明の効果】要約をすれば、１組のブロック呼び出し
可能物理的記憶装置を有する冗長アレイ記憶装置は、初
期設定工程の期間内に構成される。物理的記憶装置のお
のおのは、チャンネル番号と、記憶装置番号と、開始ブ
ロック番号と、オフセット数と、おとび転送されるべき
ブロックの数とを使って呼び出し可能な、１個または複
数個の論理記憶装置を有するとして独立に定められる。
それから、論理ボリュームが、１個または複数個の論理
記憶装置として独立に定められる。論理ボリュームのお
のおのは、独立に定めることが可能な深さ特性を有す
る。それから、冗長群が、１個または複数個の論理ボリ
ュームとして独立に定められる。冗長群のおのおのは、
独立に定めることが可能な冗長レベルを有する。冗長レ
ベルは、ゼロ、１（例えば、ＸＯＲパリティ、またはリ
ード・ソロモン・コードのようなエラー訂正コード）、
または２（例えば、ＸＯＲパリティ・プラス、例えば、
リード・ソロモン・エラー訂正コード）であることがで
きる。（または、冗長群は１個または複数個の論理記憶
装置として定められ、および論理ボリュームは多数個の
冗長群として定められる。）
可能物理的記憶装置を有する冗長アレイ記憶装置は、初
期設定工程の期間内に構成される。物理的記憶装置のお
のおのは、チャンネル番号と、記憶装置番号と、開始ブ
ロック番号と、オフセット数と、おとび転送されるべき
ブロックの数とを使って呼び出し可能な、１個または複
数個の論理記憶装置を有するとして独立に定められる。
それから、論理ボリュームが、１個または複数個の論理
記憶装置として独立に定められる。論理ボリュームのお
のおのは、独立に定めることが可能な深さ特性を有す
る。それから、冗長群が、１個または複数個の論理ボリ
ュームとして独立に定められる。冗長群のおのおのは、
独立に定めることが可能な冗長レベルを有する。冗長レ
ベルは、ゼロ、１（例えば、ＸＯＲパリティ、またはリ
ード・ソロモン・コードのようなエラー訂正コード）、
または２（例えば、ＸＯＲパリティ・プラス、例えば、
リード・ソロモン・エラー訂正コード）であることがで
きる。（または、冗長群は１個または複数個の論理記憶
装置として定められ、および論理ボリュームは多数個の
冗長群として定められる。）
【００６８】論理ボリュームは、ボリューム番号と、初
期ブロック番号と、転送されるべきブロックの数とによ
って、ホストＣＰＵ１により呼び出される。ＣＰＵ１は
また、読み出し動作または書き込み動作を指定する。Ｃ
ＰＵ１は選定された制御装置３，３′に呼び出し要求を
送り、そしてそれから、指定されたボリューム番号と、
初期ブロック番号と、転送されるべきブロックの数と
を、対応するチャンネル番号と、記憶装置番号と、開始
ブロック番号と、オフセット数と、転送されるべきブロ
ックの数とに翻訳する。
期ブロック番号と、転送されるべきブロックの数とによ
って、ホストＣＰＵ１により呼び出される。ＣＰＵ１は
また、読み出し動作または書き込み動作を指定する。Ｃ
ＰＵ１は選定された制御装置３，３′に呼び出し要求を
送り、そしてそれから、指定されたボリューム番号と、
初期ブロック番号と、転送されるべきブロックの数と
を、対応するチャンネル番号と、記憶装置番号と、開始
ブロック番号と、オフセット数と、転送されるべきブロ
ックの数とに翻訳する。
【００６９】本発明の記憶装置呼び出しの論理構成と方
法を用いて、同じ物理的記憶装置により、異なるＲＡＩ
Ｄアーキテクチャを同時に支援することができる。した
がって、例えば、図２Ｄに示された１２個の論理ディス
クは、（１）５個の論理ディスクと４ブロックの深さと
を有し、およびＲＡＩＤ３モードで動作する論理ボリュ
ーム＃０と、（２）６個の論理ディスクと１ブロックの
深さとを有し、およびＲＡＩＤ５モードで動作する論理
ボリューム＃１（オン・ライン・トランザクション処
理）に構成することができる。
法を用いて、同じ物理的記憶装置により、異なるＲＡＩ
Ｄアーキテクチャを同時に支援することができる。した
がって、例えば、図２Ｄに示された１２個の論理ディス
クは、（１）５個の論理ディスクと４ブロックの深さと
を有し、およびＲＡＩＤ３モードで動作する論理ボリュ
ーム＃０と、（２）６個の論理ディスクと１ブロックの
深さとを有し、およびＲＡＩＤ５モードで動作する論理
ボリューム＃１（オン・ライン・トランザクション処
理）に構成することができる。
【００７０】したがって、本発明は極めて大きな柔軟性
を有し、および冗長アレイ記憶装置を、ＲＡＩＤ１装
置、ＲＡＩＤ３装置、ＲＡＩＤ４装置、またはＲＡＩＤ
５装置として、またはこれらの構成の任意の組み合わせ
として、構成することができる。したがって、本発明に
おいて、論理ボリュームは、物理的記憶装置に亘ること
（「垂直区分」）と、このような物理的記憶装置の一部
分だけを有すること（「水平区分」）と、および定める
ことが可能な深さおよび冗長性特性とを有することがで
きる。
を有し、および冗長アレイ記憶装置を、ＲＡＩＤ１装
置、ＲＡＩＤ３装置、ＲＡＩＤ４装置、またはＲＡＩＤ
５装置として、またはこれらの構成の任意の組み合わせ
として、構成することができる。したがって、本発明に
おいて、論理ボリュームは、物理的記憶装置に亘ること
（「垂直区分」）と、このような物理的記憶装置の一部
分だけを有すること（「水平区分」）と、および定める
ことが可能な深さおよび冗長性特性とを有することがで
きる。
【００７１】本発明の多くの実施例を説明したが、本発
明の範囲内において種々の変更のなしうることが分かる
であろう。したがって、本発明は例示された特定の実施
例に限定されるのではなく、特許請求の範囲によっての
み定められると理解すべきである。
明の範囲内において種々の変更のなしうることが分かる
であろう。したがって、本発明は例示された特定の実施
例に限定されるのではなく、特許請求の範囲によっての
み定められると理解すべきである。
【図１】本発明による一般化されたＲＡＩＤ装置のブロ
ック線図。
ック線図。
【図２】Ａは典型的な物理的構成を示したモデルＲＡＩ
Ｄ装置の図。Ｂは図２Ａの物理的アレイの論理構成を示
し、物理的記憶装置のおのおのが２個の諭理記憶装置と
して構成されている、モデルＲＡＩＤ装置の図。Ｃは論
理ボリュームが１ブロックの深さを有する、モデルＲＡ
ＩＤ装置の図。Ｄは第１論理ボリュームが４ブロックの
深さを有しおよび第２論理ボリュームが１ブロックの深
さを有する、モデルＲＡＩＤ装置の図。Ｅは論理ボリュ
ームが１ブロックの深さを有しおよび１レベルの冗長性
を有する、モデルＲＡＩＤ装置の図。Ｆは論理ボリュー
ムが１ブロックの深さを有しおよび２レベルの冗長性を
有する、モデルＲＡＩＤ装置の図。
Ｄ装置の図。Ｂは図２Ａの物理的アレイの論理構成を示
し、物理的記憶装置のおのおのが２個の諭理記憶装置と
して構成されている、モデルＲＡＩＤ装置の図。Ｃは論
理ボリュームが１ブロックの深さを有する、モデルＲＡ
ＩＤ装置の図。Ｄは第１論理ボリュームが４ブロックの
深さを有しおよび第２論理ボリュームが１ブロックの深
さを有する、モデルＲＡＩＤ装置の図。Ｅは論理ボリュ
ームが１ブロックの深さを有しおよび１レベルの冗長性
を有する、モデルＲＡＩＤ装置の図。Ｆは論理ボリュー
ムが１ブロックの深さを有しおよび２レベルの冗長性を
有する、モデルＲＡＩＤ装置の図。
【図３】Ａは本発明により冗長群を定める、第１データ
構造の図。Ｂは本発明により１対の冗長群を定める、第
２データ構造の図。
構造の図。Ｂは本発明により１対の冗長群を定める、第
２データ構造の図。
１ 中央処理装置 ３ 制御装置 Ｓ１−Ｓ６ 記憶装置
Claims (16)
- 【請求項１】 チャンネル番号と、記憶装置番号と、開
始ブロック番号と、オフセット数とによってアドレス指
定可能なデータの記憶ブロックのための複数個の記憶装
置を有する、構成可能な冗長アレイ記憶装置。 - 【請求項２】 データの記憶ブロックのための複数個の
記憶装置と、前記記憶装置に接続された少なくとも１つ
の制御装置と、前記制御装置に接続された少なくとも１
つの中央処理装置とを有し、かつ、前記中央処理装置が
前記複数個の記憶装置の中に記憶されたブロックのため
の前記制御装置に要求を送信し、およびこのような前記
要求がボリューム番号と、初期ブロック番号と、転送さ
れるべきブロック数とによってこのような前記ブロック
のアドレス指定を行ない、および前記制御装置がこのよ
うな前記要求を翻訳しかつチャンネル番号と、記憶装置
番号と、開始ブロック番号と、オフセット数とによって
前記記憶装置の中のこのような前記ブロックのアドレス
指定を行う、構成可能な冗長アレイ記憶装置。 - 【請求項３】 データの記憶ブロックのための複数個の
記憶装置を有し、少なくとも１つの記憶装置がチャンネ
ル番号と、記憶装置番号と、開始ブロック番号と、オフ
セット数とによってアドレス指定可能な少なくとも１つ
の論理記憶装置として構成される、構成可能な冗長アレ
イ記憶装置。 - 【請求項４】 請求項３において、少なくとも１つの論
理記憶装置が深さ特性を有する論理ボリュームとして構
成される、構成可能な冗長アレイ記憶装置。 - 【請求項５】 請求項４において、少なくとも１つの論
理ボリュームが冗長群として構成される、構成可能な冗
長アレイ記憶装置。 - 【請求項６】 請求項５において、冗長群のおのおのが
少なくとも１つの冗長レベルを有する、構成可能な冗長
アレイ記憶装置。 - 【請求項７】 請求項６において、冗長群のおのおのが
２個の冗長レベルを有する、構成可能な冗長アレイ記憶
装置。 - 【請求項８】 データの記憶ブロックのための少なくと
も１つの冗長群を有し、かつ、冗長群のおのおのが少な
くとも１つの論理ボリュームを有し、かつ、論理ボリュ
ームのおのおのがチャンネル番号と、記憶装置番号と、
開始ブロック番号と、オフセット数とによってアドレス
指定可能である少なくとも１つの論理記憶装置を有し、
かつ、論理記憶装置のおのおのが物理的記憶装置の一部
分を有する、データのこのような前記ブロックを記憶す
るための構成可能な冗長アレイ記憶装置。 - 【請求項９】 チャンネル番号と、記憶装置番号と、開
始ブロック番号と、オフセット数とによってブロックの
アドレス指定を行うことを有する、データの記憶ブロッ
クのための複数個の記憶装置を有する構成可能な冗長ア
レイ記憶装置のアドレス指定のための方法。 - 【請求項１０】 （イ） 複数個の記憶装置の中に記憶
されたブロックに対し中央処理装置から制御装置へ、ボ
リューム番号と、初期ブロック番号と、転送されるべき
ブロックの数とによってこのような前記ブロックのアド
レス指定を行なう、要求を送信する段階と、（ロ） 要
求のおのおのを、チャンネル番号と、記憶装置番号と、
開始ブロック番号と、オフセット数とによって定められ
る前記複数個の記憶装置に対するアドレスに翻訳する段
階と、（ハ） 前記翻訳されたアドレスによって少なく
とも１つの記憶装置を呼び出す段階と、を有し、データ
の記憶ブロックのための前記複数個の記憶装置と、前記
記憶装置に接続された少なくとも１つの前記制御装置
と、前記制御装置に接続された少なくとも１つの前記中
央処理装置とを有する構成可能な冗長アレイ記憶装置の
アドレス指定のための方法。 - 【請求項１１】 チャンネル番号と、記憶装置番号と、
開始ブロック番号と、オフセット数とによってアドレス
指定可能な少なくとも１つの論理記憶装置を装置の中に
定める段階を有する、データの記憶ブロックのための複
数個の記憶装置を有する冗長アレイ記憶装置を構成する
ための方法。 - 【請求項１２】 請求項１１において、深さ特性を有し
かつ少なくとも１つの論理記憶装置を備えた少なくとも
１つの論理ボリュームを装置の中に定める段階をさらに
有する、冗長アレイ記憶装置を構成するための方法。 - 【請求項１３】 請求項１２において、少なくとも１つ
の論理ボリュームを有する少なくとも１つの冗長群を装
置の中に定める段階をさらに有する、冗長アレイ記憶装
置を構成するための方法。 - 【請求項１４】 請求項１３において、このような前記
冗長群のおのおのが少なくとも１つの冗長レベルを有す
る、冗長アレイ記憶装置を構成するための方法。 - 【請求項１５】 請求項１４において、このような前記
冗長群のおのおのが少なくとも２個の冗長レベルを有す
る、冗長アレイ記憶装置を構成するための方法。 - 【請求項１６】 （イ） チャンネル番号と、記憶装置
番号と、開始ブロック番号と、オフセット数とによって
アドレス指定可能であり、かつ、おのおのが物理的記憶
装置の一部分を有する、少なくとも１つの論理記憶装置
を装置の中に定める段階と、（ロ） 少なくとも１つの
論理記憶装置を有する少なくとも１つの論理ボリューム
を装置の中に定める段階と、（ハ） 少なくとも１つの
論理ボリュームを有する少なくとも１つの冗長群を装置
の中に定める段階と、を有する、データの記憶ブロック
のための物理的記憶装置の冗長アレイ記憶装置を構成す
るための方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US61222090A | 1990-11-09 | 1990-11-09 | |
| US612220 | 1990-11-09 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH05197498A true JPH05197498A (ja) | 1993-08-06 |
| JP3304115B2 JP3304115B2 (ja) | 2002-07-22 |
Family
ID=24452245
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP35115591A Expired - Fee Related JP3304115B2 (ja) | 1990-11-09 | 1991-11-08 | 構成可能な冗長アレイ記憶装置 |
Country Status (6)
| Country | Link |
|---|---|
| US (3) | US5519844A (ja) |
| EP (1) | EP0485110B1 (ja) |
| JP (1) | JP3304115B2 (ja) |
| AU (1) | AU8683991A (ja) |
| CA (1) | CA2054794C (ja) |
| DE (1) | DE69131551T2 (ja) |
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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Families Citing this family (200)
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|---|---|---|---|---|
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